PÁGINA EM BRANCO

PÁGINA EM BRANCO

© 2011 by Pearson Education do Brasil

© 2011, 2003, 1996, 1989, 1981 by Pearson Education, Inc.

Tradução autorizada a partir da edição original, em inglês, Computer networks, 5^th edition, publicada pela Pearson Education, Inc., sob o selo Prentice Hall.

Todos os direitos reservados. Nenhuma parte desta publicação poderá ser reproduzida ou transmitida de qualquer modo ou por qualquer outro meio, eletrônico ou mecânico, incluindo fotocópia, gravação ou

qualquer outro tipo de sistema de armazenamento e transmissão de informação, sem prévia autorização, por escrito, da Pearson Education do Brasil.

Diretor editorial: Roger Trimer Gerente editorial: Sabrina Cairo Editor de aquisição: Vinícius Souza

Coordenadora de produção editorial: Thelma Babaoka Editora de texto: Arlete Sousa Preparação: Renata Campos

Revisão: Alberto Bononi e Célia Arruda

Capa: Celso Blanes sobre projeto original de Linda Knowles e Susan Paradise e ilustração de Jason Consalvo

Editoração eletrônica e diagramação: Globaltec Editorial & Marketing

Dados Internacionais de Catalogação na Publicação (CIP) (Câmara Brasileira do Livro, SP, Brasil)

Para Suzanne, Barbara, Daniel, Aron, Marvin, Matilde, e à memória de Bram e Sweetie π (AST)

Para Katrin, Lucy e Pepper (DJW)

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PREFÁCIO

Este livro está agora em sua quinta edição. Cada edição correspondeu a uma fase diferente no modo como as redes de computadores eram usadas. Quando surgiu a primeira edição, em 1980, as redes eram uma curiosidade acadêmica. Quando a segunda edição foi publicada, em 1988, as redes eram usadas por universidades e grandes empresas. Quando a terceira edição apareceu, em 1996, as redes de computadores, especialmente a Internet, já tinham se tornado uma realidade no dia a dia de milhões de pessoas. Com a quarta edição, em 2003, as redes sem fios e os computadores móveis já haviam se tornado comuns para acessar a Web e a Internet. Agora, na quinta edição, as redes tratam da distribuição de conteúdo (especialmente vídeos usando CDNs e redes peer-to-peer) e os telefones móveis são pequenos computadores na Internet.

O que há de novo na quinta edição

Entre as muitas mudanças neste livro, a mais importante é o acréscimo do professor David J. Wetherall como coautor. David traz um rico conhecimento de redes, tendo trabalhado exaustivamente projetando redes metropolitanas há mais de 20 anos. Ele tem trabalhado com Internet e redes sem fios desde essa época e é professor na Universidade de Washington, onde tem ensinado e feito pesquisa sobre redes de computadores e assuntos relacionados durante a última década.

Naturalmente, o livro também tem muitas mudanças para acompanhar o mundo em constante mutação das redes de computadores. Entre elas, estão materiais revisados e novos sobre:

• redes sem fios (802.12 e 802.16);

• as redes 3G usadas por telefones inteligentes (smartphones);

• RFID e redes de sensores;

• distribuição de conteúdo usando CDNs;

• redes peer-to-peer;

• mídia em tempo real (armazenadas, streaming e ao vivo);

• telefonia na Internet (Voice over IP);

• redes tolerantes a atrasos.

A seguir, apresentamos uma lista detalhada, capítulo por capítulo.

O Capítulo 1 tem a mesma função introdutória da quarta edição, mas o conteúdo foi revisado e atualizado. A Internet, redes de telefonia móvel, 802.11, RFID e redes de sensores são discutidos como exemplos de redes de computadores. O material original sobre Ethernet — com suas extensões — foi removido, além do material sobre ATM.

O Capítulo 2, que abrange a camada física, expandiu o estudo da modulação digital (incluindo o OFDM, bastante usado nas redes sem fios) e redes 3G (baseadas em CDMA). Novas tecnologias são discutidas, incluindo Fiber to the Home (FTTH) e redes por linhas de energia elétrica. O Capítulo 3, sobre enlaces ponto a ponto, foi melho-

rado de duas maneiras. O material sobre códigos para detecção e correção de erros foi atualizado e também inclui uma breve descrição dos códigos modernos que são importantes na prática (por exemplo, códigos convolucionais e LDPC). Agora, os exemplos de protocolos usam Pacotes sobre SONET e ADSL. Infelizmente, o material sobre verificação de protocolo foi retirado, pois é pouco utilizado.

No Capítulo 4, sobre a subcamada MAC, os princípios não mudam, mas as tecnologias mudaram. As seções sobre as redes-exemplo foram devidamente refeitas, incluindo gigabit Ethernet, 802.11, 802.16, Bluetooth e RFID. A explicação sobre comutação de LAN, incluindo as VLANs, também foi atualizada.

O Capítulo 5, sobre a camada de rede, abrange o mesmo terreno da quarta edição. As revisões foram a atualização do material e o acréscimo em profundidade, principalmente para a qualidade de serviço (relevante para mídia em tempo real) e rede interligada. As seções sobre BGP, OSPF e CIDR foram expandidas, assim como o tratamento do roteamento multicast. O roteamento anycast foi incluído nesta edição.

O Capítulo 6, sobre a camada de transporte, teve materiais acrescentados, revisados e removidos. O material novo descreve a rede tolerante a atrasos e o controle de congestionamento em geral. O material revisado atualiza e expande a abordagem do controle de congestionamento TCP. O material removido descrevia o modelo em camadas da rede e serviço orientado a conexões, algo que agora raramente é visto.

O Capítulo 7, sobre aplicações, também foi atualizado e ampliado. Embora o material sobre DNS e correio eletrô-

nico seja semelhante ao da quarta edição, nos últimos anos aconteceram muitos desenvolvimentos no uso da Web, streaming de mídia e entrega de conteúdo. Consequentemente, as seções sobre Web e streaming de mídia foram atualizadas. Uma nova seção inclui distribuição de conteúdo, incluindo CDNs e redes peer-to-peer.

O Capítulo 8, sobre segurança, ainda abrange a criptografia de chave simétrica e pública para confidencialidade e autenticidade. O material sobre as técnicas usadas na prática, incluindo firewalls e VPNs, foi atualizado, com acréscimo de novo material sobre segurança 802.11 e Kerberos V5.

O Capítulo 9 contém uma lista renovada de leituras sugeridas e uma bibliografia abrangente, com mais de 300 citações sobre a literatura atual. Mais da metade delas são citações de artigos e livros escritos a partir de 2000, e o restante são citações de artigos clássicos.

Lista de acrônimos

Os livros de informática estão repletos de acrônimos. Este não é uma exceção. Ao concluir a leitura deste volume, todas estas siglas terão um sentido claro para você: ADSL, AES, AJAX, AODV, AP, ARP, ARQ, AS, BGP, BOC, CDMA, CDN, CGI, CIDR, CRL, CSMA, CSS, DCT, DES, DHCP, DHT, DIFS, DMCA, DMT, DMZ, DNS, DOCSIS, DOM, DSLAM, DTN, FCFS, FDD, FDDI, FDM, FEC, FIFO, FSK, FTP, GPRS, GSM, HDTV, HFC, HMAC, HTTP, IAB, ICANN, ICMP, IDEA, IETF, IMAP, IMP, IP, IPTV, IRTF, ISO, ISP, ITU, JPEG, JSP, JVM, LAN, LATA, LEC, LEO, LLC, LSR, LTE, MAN, MFJ, MIME, MPEG, MPLS, MSC, MTSO, MTU, NAP, NAT, NRZ, NSAP, OFDM, OSI, OSPF, PAWS, PCM, PGP, PIM, PKI, POP, POTS, PPP, PSTN, QAM, QPSK, RED, RFC, RFID, RPC, RSA, RTSP, SHA, SIP, SMTP, SNR, SOAP, SONET, SPE, SSL, TCP, TDD, TDM, TSAP, UDP, UMTS, URL, VLAN, VSAT,

WAN, WDM e XML. Mas não se preocupe. Cada um aparecerá em negrito e será cuidadosamente definido antes de ser usado. Apenas como teste, veja quantos você consegue identificar antes de ler o livro; escreva o número na margem e depois tente novamente ao término da obra.

Como usar o livro

Para ajudar os instrutores a usar este livro para cursos variando de trimestres a semestres, estruturamos os capítulos em básico e opcional. As seções marcadas com um “*” no sumário são as opcionais. Se uma seção principal (por exemplo, 2.7) for marcada dessa maneira, todas as suas seções são opcionais. Elas oferecem material sobre tecnologias de rede, que é útil, mas que pode ser omitido em um curso mais rápido, sem perda de continuidade. Naturalmente, os alunos deverão ser encorajados a ler essas seções também, desde que tenham tempo, uma vez que todo o material está atualizado e é valioso.

O Companion Website desta obra (www.pearson.com.br/tanenbaum), traz, para professores, Manual de soluções e apresentações em PowerPoint.

Agradecimentos

Muitas pessoas nos ajudaram durante o curso da quinta edição. Gostaríamos de agradecer especialmente a Emmanuel Agu (Worcester Polytechnic Institute), Yoris Au (University of Texas em Antonio), Nikhil Bhargava (Aircom International, Inc.), Michael Buettner (University of Washington), John Day (Boston University), Kevin Fall (Intel Labs), Ronald Fulle (Rochester Institute of Technology), Ben Greenstein (Intel Labs), Daniel Halperin (University of Washington), Bob Kinicki (Worcester Polytechnic Institute), Tadayoshi Kohno (University of Washington), Sarvish Kulkarni (Villanova University), Hank Levy (University of Washington), Ratul Mahajan (Microsoft Research), Craig Partridge (BBN), Michael Piatek (University of Washington), Joshua Smith (Intel Labs), Neil Spring (University of Maryland), David Teneyuca (University of Texas em Antonio), Tammy VanDegrift (University of Portland) e Bo Yuan (Rochester Institute of Technology), por oferecerem ideias e sugestões. Melody Kadenko e Julie Svendsen proporcionaram apoio administrativo a David.

Shivakant Mishra (University of Colorado em Boulder) e Paul Nagin (Chimborazo Publishing, Inc.) pensaram em muitos problemas de fim de capítulo novos e desafiadores. Nossa editora na Pearson, Tracy Dunkelberger, novamente foi útil de muitas maneiras, grandes e pequenas. Melinda Haggerty e Jeff Holcomb fizeram um bom trabalho mantendo as coisas em ordem. Steve Armstrong (LeTourneau University) preparou os slides do PowerPoint. Stephen Turner (University of Michigan em Flint) revisou brilhantemente os recursos Web e os simuladores que acompanham o texto. Nossa revisora de texto, Rachel Head, é uma combinação estranha: ela tem o olho de uma águia e a memória de um elefante. Depois de ler todas as suas correções, nos perguntamos como conseguimos passar da terceira série (do ensino fundamental!).

Finalmente, chegamos às pessoas mais importantes. Suzanne já passou por isso 19 vezes, e ainda tem paciência e amor sem fim. Barbara e Marvin agora sabem a diferença entre livros bons e ruins, e sempre são minha inspiração para a produção de livros bons. Daniel e Matilde são bem-vindos à nossa família. Aron provavelmente não lerá este livro tão cedo, mas ele gosta das figuras das zebras no Capítulo 8 (AST). Katrin e Lucy ofereceram apoio sem fim e sempre conseguiram manter um sorriso em meu rosto. Obrigado (DJW).

ANDREW S. TANENBAUM

DAVID J. WETHERALL

CAPÍTULO 1

Introdução

Cada um dos três séculos anteriores foi dominado por uma única nova tecnologia. O século XVIII foi a época dos grandes sistemas mecânicos que acompanharam a Revolução Industrial. O século XIX foi a era das máquinas a vapor. As principais conquistas tecnológicas do século XX se deram no campo da aquisição, do processamento e da distribuição de informações. Entre outros desenvolvimentos, vimos a instalação das redes de telefonia em escala mundial, a invenção do rádio e da televisão, o nascimento e o crescimento sem precedentes da indústria da informática, o lançamento dos satélites de comunicação e, naturalmente, a Internet.

Como resultado do rápido progresso tecnológico, essas áreas estão convergindo rapidamente no século XXI e as diferenças entre coleta, transporte, armazenamento e processamento de informações estão desaparecendo rapidamente. Organizações com centenas de escritórios dispersos por uma extensa área geográfica normalmente esperam, com um simples pressionar de um botão, poder examinar o status atual até mesmo de suas filiais mais remotas. À medida que cresce nossa capacidade de colher, processar e distribuir informações, torna-se ainda maior a demanda por formas mais sofisticadas de processamento de informação.

Apesar de a indústria de informática ainda ser jovem em comparação a outros setores (por exemplo, o de automóveis e o de transportes aéreos), foi simplesmente espetacular o progresso que os computadores experimentaram em um curto período. Durante as duas primeiras décadas de sua existência, os sistemas computacionais eram altamente centralizados, em geral instalados em uma grande sala, muitas vezes com paredes de vidro, através das quais os visitantes podiam contemplar, embevecidos, aquela grande maravilha eletrônica. Uma empresa de médio porte ou uma universidade contava apenas com um ou dois computadores, enquanto as grandes instituições tinham, no máximo, algumas dezenas. Era pura ficção científica a ideia de que, em quarenta anos, computadores muito mais poderosos, menores que selos postais, seriam produzidos em massa, aos bilhões.

A fusão dos computadores e comunicações teve uma profunda influência na forma como os sistemas computacionais são organizados. O conceito então dominante de ‘centro de computação’ como uma sala com um grande computador ao qual os usuários levam seu trabalho para processamento agora está completamente obsoleto (embora os centros de dados com milhares de servidores de Internet estejam se tornando comuns). O velho modelo de um único computador atendendo a todas as necessidades computacionais da organização foi substituído por outro em que os trabalhos são realizados por um grande número de computadores separados, porém interconectados. Esses sistemas são chamados redes de computadores. O projeto e a organização dessas redes são os temas deste livro.

Ao longo do livro, utilizaremos a expressão ‘rede de computadores’ para indicar um conjunto de computadores autônomos interconectados por uma única tecnologia. Dois computadores estão interconectados quando podem trocar informações. A conexão não precisa ser feita por um fio de cobre; também podem ser usadas fibras ópticas, micro-ondas, ondas de infravermelho e satélites de comunicações. Existem redes de muitos tamanhos, modelos e formas, como veremos mais adiante. Elas normalmente estão conectadas para criar redes maiores, com a Internet sendo o exemplo mais conhecido de uma rede de redes.

Há uma certa confusão na literatura quanto à distinção entre uma rede de computadores e um sistema distribuído. A principal diferença entre eles é que, em um sistema distribuído, um conjunto de computadores independentes parece ser, para os usuários, um único sistema coerente. Em geral, ele tem um único modelo ou paradigma apresentado aos usuários. Com frequência, uma camada de software sobre o sistema operacional, chamada middleware, é responsável pela implementação desse modelo. Um exemplo bem conhecido de sistema distribuído é a WorldWideWeb. Ela trabalha em cima da Internet e apresenta um modelo em que tudo tem a aparência de um documento (página Web).

Em uma rede de computadores, essa coerência, esse modelo e esse software estão ausentes. Os usuários ficam expostos às máquinas reais, sem qualquer tentativa, por parte do sistema, de fazer as máquinas parecerem e atuarem de modo coerente. Se as máquinas tiverem hardware e sistemas operacionais distintos, isso será totalmente visível para os usuários. Se um usuário quiser executar um programa em uma máquina remota, ele terá de efetuar o logon nessa máquina e executar o programa lá.

Na prática, um sistema distribuído é um sistema de software instalado na parte superior de uma rede. O software dá ao sistema um alto grau de coesão e transparência. Consequentemente, é o software (e em particular o sistema

operacional) que determina a diferença entre uma rede e um sistema distribuído, não o hardware.

Apesar disso, há uma considerável sobreposição entre os dois assuntos. Por exemplo, os sistemas distribuídos e as redes de computadores precisam movimentar arquivos. A diferença está em quem chama a movimentação: o sistema ou o usuário. Embora este livro seja dedicado principalmente a redes, muitos dos assuntos também são importantes em sistemas distribuídos. Para obter mais informações sobre sistemas distribuídos, consulte Tanenbaum e Van Steen (2007).

1.1 USOS DE REDES DE COMPUTADORES

Antes de começarmos a examinar detalhadamente as questões técnicas, vale a pena dedicar algum tempo para explicar por que as pessoas estão interessadas em redes de computadores e com que finalidade essas redes podem ser usadas. Afinal, se ninguém estivesse interessado em redes de computadores, poucas teriam sido montadas. Começaremos com os usos tradicionais em empresas, e depois passaremos para as redes domésticas e aos desenvolvimentos mais recentes relacionados a usuários móveis, terminando com as questões sociais.

1.1.1 APLICAÇÕES COMERCIAIS

Muitas empresas têm um número significativo de computadores. Por exemplo, uma empresa pode ter um computador para cada trabalhador e os usa para projetar produtos, escrever documentos e elaborar a folha de pagamento. Inicialmente, alguns desses computadores podem funcionar isoladamente dos outros, mas, em determinado momento, a gerência pode decidir conectá-los para extrair e correlacionar informações sobre a empresa inteira.

Em termos um pouco mais genéricos, a questão aqui é o compartilhamento de recursos. O objetivo é deixar todos os programas, equipamentos e, especialmente, dados ao alcance de todas as pessoas na rede, independentemente da localização física do recurso ou do usuário. Um exemplo óbvio e bastante disseminado é um grupo de funcionários de um escritório que compartilham uma impressora comum. Nenhum dos indivíduos realmente necessita de uma impressora privativa, e uma impressora de grande capacidade conectada em rede muitas vezes é mais econômica, mais rápida e de manutenção mais fácil que um grande conjunto de impressoras individuais.

Porém, talvez mais importante que compartilhar recursos físicos, como impressoras e unidades de fita, seja compartilhar informações. Toda empresa, grande ou pequena, tem uma dependência vital de informações computadorizadas. A maioria das empresas tem registros de clientes, informações de produtos, estoques, extratos financeiros, informações sobre impostos e muitas outras informações on-line. Se todos os computadores de um banco sofressem uma pane, ele provavelmente nãoduraria mais que cinco minutos. Uma instalação industrial moderna, com uma linha de montagem controlada por computadores, não duraria nem cinco segundos. Hoje, até mesmo uma pequena agência de viagens ou uma empresa jurídica com três pessoas depende intensamente de redes de computadores para permitir a seus funcionários acessar informações e documentos relevantes de forma quase instantânea.

Para empresas menores, todos os computadores provavelmente se encontram em um único escritório ou talvez em um único prédio; porém, no caso de empresas maiores, os computadores e funcionários podem estar dispersos por dezenas de escritórios e instalações em muitos países. Apesar disso, um vendedor em Nova York às vezes precisa acessar um banco de dados de estoque de produtos localizado em Cingapura. Redes chamadas VPNs (Virtual Private Networks) podem ser usadas para unir as redes individuais em diferentes locais em uma rede estendida. Em outras palavras, o mero fato de um usuário estar a 15 mil quilômetros de distância de seus dados não deve impedi-lo de usá-los como se eles fossem dados locais. Resumindo, trata-se de uma tentativa de dar fim à ‘tirania da geografia’.

No mais simples dos termos, é possível imaginar que o sistema de informações de uma empresa consista em um ou mais bancos de dados com informações da empresa e algum número de funcionários que necessitem acessá-los remotamente. Nesse modelo, os dados são armazenados em poderosos computadores chamados servidores. Normalmente, eles são instalados e mantidos em um local central por um administrador de sistemas. Ao contrário, os funcionários têm em suas mesas máquinas mais simples, chamadas clientes, com as quais acessam dados remotos, por exemplo, para incluir em planilhas eletrônicas que estão elaborando. (Algumas vezes, faremos referência ao usuário humano da máquina cliente como o ‘cliente’, mas deve ficar claro, pelo contexto, se estamos nos referindo ao computador ou a seu usuário.) As máquinas cliente e servidor são conectadas entre si por uma rede, como ilustra a Figura 1.1. Observe que mostramos a rede como uma simples elipse, sem qualquer detalhe. Utilizaremos essa forma quando mencionarmos uma rede no sentido mais abstrato. Quando forem necessários mais detalhes, eles serão fornecidos.

Figura 1.1 Uma rede com dois clientes e um servidor.

Todo esse arranjo é chamado modelo cliente-servidor. Ele é bastante usado e forma a base de grande parte do uso da rede. A realização mais popular é a de uma aplicação Web, em que o servidor fornece páginas Web com base em seu banco de dados em resposta às solicitações do cliente. O modelo cliente-servidor é aplicável quando cliente e servidor estão, ambos, no mesmo prédio (e pertencem à mesma empresa), mas também quando estão muito afastados. Por exemplo, quando uma pessoa em casa acessa uma página na World Wide Web, o mesmo modelo é empregado, com o servidor Web remoto fazendo o papel do servidor e o computador pessoal do usuário sendo o cliente. Sob a maioria das condições, um único servidor pode lidar com um grande número (centenas ou milhares) de clientes simultaneamente.

Se examinarmos o modelo cliente-servidor em detalhes, veremos que dois processos (por exemplo, programas em execução) são envolvidos, um na máquina cliente e um na máquina servidora. A comunicação toma a forma do processo cliente enviando uma mensagem pela rede ao processo servidor. Então, o processo cliente espera por uma mensagem de resposta. Quando o processo servidor recebe a solicitação, ele executa o trabalho solicitado ou procura pelos dados solicitados e envia uma resposta de volta. Essas mensagens são mostradas na Figura 1.2.

Um segundo objetivo da configuração de uma rede de computadores está relacionado às pessoas, e não às informações ou mesmo aos computadores. Uma rede de computadores pode oferecer um poderoso meio de comunicação entre os funcionários. Praticamente toda empresa com dois ou mais computadores tem o recurso de e-mail (correio eletrônico), que os funcionários utilizam de forma geral para suprir uma grande parte da comunicação diária. De fato, os funcionários trocam mensagens de e-

-mail sobre os assuntos mais corriqueiros, mas grande parte das mensagens com que as pessoas lidam diariamente não tem nenhum significado, porque os chefes descobriram que podem enviar a mesma mensagem (normalmente, sem conteúdo) a todos os seus subordinados, bastando pressionar um botão.

Ligações telefônicas entre os funcionários podem ser feitas pela rede de computadores, em vez de pela companhia telefônica. Essa tecnologia se chama telefonia IP ou Voice over IP (VoIP) quando a tecnologia da Internet é empregada. O microfone e o alto-falante em cada extremo podem pertencer a um telefone habilitado para VoIP ou ao computador do funcionário. As empresas descobriram que essa é uma forma maravilhosa de economizar nas contas telefônicas.

Outras formas de comunicação mais ricas são possíveis com as redes de computadores. O vídeo pode ser acrescentado ao áudio, de modo que os funcionários em locais distantes possam ver e ouvir um ao outro enquanto realizam uma reunião. Essa técnica é uma ferramenta eficiente para eliminar o custo e o tempo anteriormente dedicado às viagens. O compartilhamento de desktop permite que trabalhadores remotos vejam e interajam com uma tela de computador. Com isso, duas ou mais pessoas em locais distantes podem participar de uma reunião, vendo e ouvindo uns aos outros e até mesmo escrevendo um relatório em um quadro-negro compartilhado. Quando um funcionário faz uma mudança em um documento on-line, os outros podem ver a mudança imediatamente, em vez de esperar vários dias por uma carta. Essa agilidade facilita a cooperação entre grupos de pessoas dispersas, enquanto anteriormente isso era impossível. Atualmente, estão começando a ser usadas outras formas de coordenação remota mais ambiciosas, como a telemedicina (por exemplo, no monitoramento de pacientes remotos), mas elas podem se tornar muito mais importantes. Algumas vezes, diz-se que a comunicação e o transporte estão disputando uma corrida, e a tecnologia que vencer tornará a outra obsoleta.

Um terceiro objetivo para muitas empresas é realizar negócios eletronicamente, em especial com clientes e fornecedores. Esse novo modelo é chamado de e-commerce (comércio eletrônico) e tem crescido rapidamente nos últimos anos. Empresas aéreas, livrarias e outros varejistas descobriram que muitos clientes gostam da conveniência de fazer compras em casa. Consequentemente, muitas empresas oferecem catálogos de seus produtos e serviços e recebem pedidos on-line. Fabricantes de automóveis, aeronaves e computadores, entre outros, compram subsistemas de diversos fornecedores e depois montam as peças. Utilizando redes de computadores, os fabricantes podem emitir pedidos eletronicamente, conforme o necessário. Isso reduz a necessidade de grandes estoques e aumenta a eficiência.

Figura 1.2 | O modelo cliente-servidor envolve solicitações e respostas.

1.1.2 APLICAÇÕES DOMÉSTICAS

Em 1977, Ken Olsen era presidente da Digital Equipment Corporation, então o segundo maior fornecedor de computadores de todo o mundo (depois da IBM). Quando lhe perguntaram por que a Digital não estava seguindo a tendência do mercado de computadores pessoais, ele disse: ‘Não há nenhuma razão para qualquer indivíduo ter um computador em casa’. A história mostrou o contrário, e a Digital não existe mais. As pessoas inicialmente compravam computadores para processamento de textos e jogos. Nos últimos anos, talvez a maior motivação seja o acesso à Internet. Agora, muitos dispositivos eletrônicos de consumo, como conversores digitais, consoles de jogos e rádio-relógios, já vêm com computadores e redes de computadores embutidas, especialmente redes sem fio, e as redes domésticas são bastante usadas para entretenimento, incluindo escuta, exibição e criação de música, fotos e vídeos. O acesso à Internet oferece, aos usuários domésticos, conectividadea computadores remotos. Assim como as

empresas, os usuários domésticos podem acessar informações, comunicar-se com outras pessoas e comprar produtos e serviços com o comércio eletrônico. O principal benefício agora vem da conexão com o exterior da casa. Bob Metcalfe, o inventor da Ethernet, formulou a hipótese de que o valor de uma rede é proporcional ao quadrado do número de usuários, pois esse é aproximadamente o número de conexões diferentes que podem ser feitas (Gilder, 1993). Essa hipótese é conhecida como a ‘lei de Metcalfe’. Ela ajuda a explicar como a tremenda popularidade da Internet vem de seu tamanho.

O acesso a informações remotas tem várias formas. Ele pode significar navegar na World Wide Web para obter informações ou apenas por diversão. As informações disponíveis incluem artes, negócios, culinária, governo, saúde, história, passatempos, recreação, ciência, esportes, viagens e muitos outros. A diversão surge sob tantas formas que fica difícil mencioná-las, e também se apresenta em outras formas que é melhor não serem mencionadas.

Muitos jornais são publicados on-line e podem ser personalizados. Por exemplo, às vezes é possível solicitar todas as informações sobre políticos corruptos, grandes incêndios, escândalos envolvendo celebridades e epidemias, mas dispensar qualquer notícia sobre esportes. Algumas vezes, até mesmo é possível transferir os artigos selecionados por download para o disco rígido enquanto você dorme. À medida que essa tendência continuar, ela causará desemprego maciço entre os jovens entregadores de jornais, mas as empresas jornalísticas gostam disso, porque a distribuição sempre foi o elo mais fraco na cadeia de produção inteira. Naturalmente, para que esse modelo funcione, primeiro eles terão de descobrir como ganhar dinheiro nesse novo mundo, algo que não é totalmente óbvio, pois os usuários da Internet esperam que tudo seja de graça.

A próxima etapa, além de jornais (e de revistas e publicações cientificas), é a biblioteca digital on-line. Muitas organizações profissionais, como a ACM (www.acm.org) e a IEEE Computer Society (www.computer.org), já têm muitas publicações e anais de conferências on-line. Leitores de e-books (livros eletrônicos) e bibliotecas on-line podem tornar os livros impressos obsoletos. Os céticos devem observar o efeito que a máquina de impressão teve sobre os manuscritos medievais com iluminuras.

Grande parte dessa informação é acessada por meio do modelo cliente-servidor, mas existe um modelo diferente, popular, para acessar informações, que recebe o nome de comunicação peer-to-peer (ou não hierárquica) (Parameswaran et al., 2001). Nessa forma de comunicação, indivíduos que constituem um grupo livre podem se comunicar com outros participantes do grupo, como mostra a Figura 1.3. Em princípio, toda pessoa pode se comunicar com uma ou mais pessoas; não existe qualquer divisão estrita entre clientes e servidores.

Muitos sistemas peer-to-peer, como BitTorrent (Cohen, 2003), não possuem qualquer banco de dados de conteúdo central. Em vez disso, cada usuário mantém seu próprio banco de dados no local e oferece uma lista de

Figura 1.3 | Em um sistema não hierárquico não existem clientes e servidores estritos.

outras pessoas vizinhas que são membros do sistema. Um novo usuário pode, então, ir até qualquer membro existente para ver o que ele tem e obter os nomes de outros membros para inspecionar mais conteúdo e mais nomes. Esse processo de pesquisa pode ser repetido indefinidamente, até criar um grande banco de dados local do que existe no sistema inteiro. Essa é uma atividade que seria tediosa para as pessoas, mas os computadores podem sobressair nisso.

A comunicação peer-to-peer normalmente é usada para compartilhar música e vídeos. Ela realmente alcançou o auge por volta de 2000, com um serviço de compartilhamento de música chamado Napster, que foi encerrado depois daquilo que provavelmente foi a maior violação de direitos autorais em toda a história registrada (Lam e Tan, 2001; Macedonia, 2000). Também existem aplicações legais para a comunicação peer-to-peer. Entre elas estão fãs compartilhando músicas de domínio público, famílias compartilhando fotos e filmes, e usuários baixando pacotes de software públicos. Na verdade, uma das aplicações mais populares de toda a Internet, o correio eletrônico, é basicamente peer-to-peer. Essa forma de comunicação provavelmente crescerá bastante no futuro.

Todas as aplicações anteriores envolvem interações entre uma pessoa e um banco de dados remoto, repleto de informações. A segunda grande categoria de utilização de redes é a comunicação entre pessoas, basicamente a resposta do século XXI ao telefone do século XIX. O correio eletrônico (e-mail) já é usado diariamente por milhões de pessoas em todo o mundo e seu uso está crescendo rapidamente. Em geral, ele já contém áudio e vídeo, além de texto e imagens. O odor pode demorar um pouco mais.

Hoje em dia, qualquer adolescente é fanático pela troca de mensagens instantâneas. Esse recurso, derivado do programa talk do UNIX, em uso desde aproximadamente 1970, permite que duas pessoas digitem mensagens uma para a outra em tempo real. Também existem serviços de mensagens para várias pessoas, como o serviço Twitter, permitindo que as pessoas enviem pequenas mensagens de texto, chamadas ‘tweets’, para seu círculo de amigos ou outras audiências interessadas.

A Internet pode ser usada pelas aplicações para transportar áudio (por exemplo, estações de rádio pela Internet) e vídeo (por exemplo, o YouTube). Além de ser um modo barato de se comunicar com amigos distantes, essas aplicações podem oferecer experiências ricas, como teleaprendizado, o que significa assistir a aulas às 8 da manhã sem a inconveniência de ter de levantar da cama. Com o passar do tempo, o uso das redes para melhorar a comunicação entre os seres humanos poderá ser mais importante do que qualquer outro. Isso pode se tornar extremamente importante para pessoas que estão geograficamente distantes, dando-lhes o mesmo acesso aos serviços que as pessoas morando no meio de um grande centro urbano já têm.

Entre as comunicações interpessoais e o acesso à informação estão as aplicações de rede social. Aqui, o fluxo de informações é controlado pelos relacionamentos que as pessoas declaram umas às outras. Uma das redes sociais mais populares é o Facebook. Ela permite que as pessoas atualizem seus perfis pessoais e compartilhem as atualizações com outras pessoas de quem elas declararam ser amigas. Outras aplicações de rede social podem fazer apresentações por meio de amigos dos amigos, enviar mensagens de notícias aos amigos, como o Twitter, e muito mais.

Ainda de forma mais livre, os grupos de pessoas podem trabalhar juntos para criar conteúdo. Uma wiki, por exemplo, é um website colaborativo que os membros de uma comunidade editam. A wiki mais famosa é a Wikipedia, uma enciclopédia que qualquer um pode editar, mas existem milhares de outras wikis.

Nossa terceira categoria é o comércio eletrônico no sentido mais amplo do termo. A atividade de fazer compras em casa já é popular e permite ao usuário examinar catálogos on-line de milhares de empresas. Alguns desses catálogos são interativos, mostrando produtos de diferentes pontos de vista e em configurações que podem ser personalizadas. Depois que um cliente compra um produto eletronicamente, se ele não souber como usá-lo, o suporte técnico on-line poderá ser consultado.

Outra área em que o comércio eletrônico já é uma realidade é o acesso a instituições financeiras. Muitas pessoas já pagam suas contas, administram contas bancárias e manipulam seus investimentos eletronicamente. Sem dúvida, essa tendência crescerá à medida que as redes se tornarem mais seguras.

Uma área que praticamente ninguém previu é a de brechós eletrônicos (e-brechó?). Leilões on-line de objetos de segunda mão tornaram-se uma indústria próspera. Diferente do comércio eletrônico tradicional, que segue o modelo cliente-servidor, os leilões on-line são um tipo de sistema peer-to-peer, no sentido de que os consumidores podem atuar como compradores e vendedores.

Algumas dessas formas de comércio eletrônico utilizam pequenas abreviações baseadas no fato de que ‘to’ e ‘2’ têm a mesma pronúncia em inglês. As mais populares estão relacionadas na Tabela 1.1.

Nossa quarta categoria é o entretenimento. Ela tem feito grande progresso nas residências ao longo dos últimos anos, com a distribuição de música, programas de rádio e televisão, e os filmes pela Internet começando a competir com os meios tradicionais. Os usuários podem localizar, comprar e baixar músicas em MP3 e filmes com qualidade de DVD e depois incluí-los em sua coleção pessoal. Os programas da TV agora alcançam muitos lares via sistemas de IPTV(IPTeleVision), que são baseados na tecnologia IP, em vez das transmissões de TV a cabo ou rádio. As aplicações de mídia permitem que os usuários sintonizem estações de rádio pela Internet ou assistam a episódios recentes

Abreviação	Nome completo	Exemplo
B2C	Business-to-consumer	Pedidos de livros on-line
B2B	Business-to-business	Fabricante de automóveis solicitando pneus a um fornecedor
G2C	Government-to-consumer	Governo distribuindo eletronicamente formulários de impostos
C2C	Consumer-to-consumer	Leilões on-line de produtos usados
P2P	Peer-to-peer	Compartilhamento de música

Tabela 1.1 | Algumas formas de comércio eletrônico.

de seus programas favoritos na TV. Naturalmente, todo esse conteúdo pode ser passado aos diferentes aparelhos, monitores e alto-falantes de sua casa, normalmente com uma rede sem fio.

Logo, talvez seja possível selecionar qualquer filme ou programa de televisão, qualquer que seja a época ou país em que tenha sido produzido, e exibi-lo em sua tela no mesmo instante. Novos filmes poderão se tornar interativos e, ocasionalmente, o usuário poderá ser solicitado a interferir no roteiro (Macbeth deve matar Duncan ou esperar pelo momento certo?), com cenários alternativos para todas as hipóteses. A televisão ao vivo também poderá se tornar interativa, com os telespectadores participando de programas de perguntas e respostas, escolhendo entre concorrentes e assim por diante.

Outra forma de entretenimento são os jogos eletrônicos. Já temos jogos de simulação em tempo real com vários participantes, como os de esconde-esconde em um labirinto virtual, e simuladores de voo em que os jogadores de uma equipe tentam abater os jogadores da equipe adversária. Os mundos virtuais oferecem um ambiente persistente, em que milhares de usuários podem experimentar uma realidade compartilhada com gráficos tridimensionais.

Nossa última categoria é a computação ubíqua, em que a computação está embutida no dia a dia, como na visão de Mark Weiser (1991). Muitos lares já estão preparados com sistemas de segurança que incluem sensores em portas e janelas, e existem muitos outros sensores que podem ser embutidos em um monitor doméstico inteligente, como no consumo de energia. Seus medidores de eletricidade, gás e água também poderiam informar o uso pela rede. Isso economizaria dinheiro, pois não seria preciso enviar funcionários para ler a medição do consumo. E seus detectores de fumaça poderiam ligar para os bombeiros em vez de fazer muito barulho (o que não adianta muito se não houver alguém em casa). À medida que o custo dos sensores e da comunicação diminui, mais e mais aplicações de medição e envio de informações serão disponibilizadas pelas redes.

Cada vez mais, os dispositivos eletrônicos de consumo estão em rede. Por exemplo, algumas câmeras de última geração já possuem capacidade para rede sem fio, utilizada para enviar fotos a um monitor próximo, para serem exibidas. Fotógrafos profissionais de esportes também podem enviar fotos para seus editores em tempo real, primeiro sem fio, para um ponto de acesso, e em seguida para a Internet. Dispositivos como televisores que se conectam na tomada da parede podem usar a rededeenergiaelétrica para enviar informações pela casa, nos fios que transportam eletricidade. Pode não ser surpresa ter esses objetos na rede, mas objetos que não imaginamos como computadores também podem detectar e comunicar informações. Por exemplo, seu chuveiro poderá registrar o uso de água, dando-lhe um feedback visual enquanto você se ensaboa, e informar para uma aplicação de monitoramento ambiental doméstico quando tiver terminado, para ajudá-lo a economizar em sua conta de água.

Uma tecnologia chamada RFID (Radio Frequency IDentification) levará essa ideia ainda mais adiante no futuro. Etiquetas RFID são chips passivos (ou seja, não têm bateria), do tamanho de um selo, e já podem ser afixa dos em livros, passaportes, animais de estimação, cartões de crédito e outros itens em casa e fora dela. Isso permite que os leitores de RFID localizem e se comuniquem com os itens por uma distância de até vários metros, dependendo do tipo de RFID. Originalmente, a RFID foi comercializada para substituir os códigos de barras. Ela ainda não teve muito sucesso porque os códigos de barras são gratuitos e as etiquetas de RFID custam alguns centavos. Naturalmente, as etiquetas de RFID oferecem muito mais e seu preço está caindo rapidamente. Elas podem transformar o mundo real na Internet de coisas (ITU, 2005).

1.1.3 USUÁRIOS MÓVEIS

Computadores móveis, como notebooks e computadores portáteis, constituem um dos segmentos de mais rápido crescimento no setor de informática. Suas vendas já superaram as de computadores desktop. Por que alguém desejaria um? As pessoas que estão em trânsito normalmente desejam usar seus dispositivos móveis para ler e enviar e-mail, ‘tuitar’, assistir a filmes, baixar música, jogar ou simplesmente navegar pelas informações na Web. Elas querem fazer todas as coisas que fazem em casa e no es-

critório. Naturalmente, elas querem fazê-las em qualquer lugar, na terra, no mar ou no ar.

A conectividade à Internet habilita muitos desses usos móveis. Como ter uma conexão com fios é impossível nos carros, barcos e aviões, há muito interesse nas redes sem fio. As redes celulares operadas pelas empresas de telefonia são um tipo conhecido de rede sem fio que dá cobertura para telefones móveis. Os hotspots sem fio baseados no padrão 802.11 são outro tipo de rede sem fio para computadores móveis. Eles surgem em todo lugar a que as pessoas vão, resultando em uma malha com cobertura em cafés, hotéis, aeroportos, escolas, trens e aviões. Qualquer um com um laptop e um modem sem fio pode simplesmente ligar seu computador e estar conectado à Internet pelo hotspot, como se o computador estivesse conectado a uma rede com fios.

As redes sem fio têm grande valor para frotas de caminhões, táxis, veículos de entrega e funcionários de serviços de assistência técnica, que precisam manter-se em contato com sua base de operações. Por exemplo, em muitas cidades, os motoristas de táxi são homens de negócios independentes, em vez de serem funcionários de uma empresa de táxi. Em algumas dessas cidades, os táxis têm uma tela de vídeo que o motorista pode observar. Ao receber uma chamada de cliente, um despachante central digita os pontos de partida e destino. Essa informação é exibida nas telas de vídeo dos motoristas e um aviso sonoro é emitido. O primeiro motorista a pressionar um botão na tela de vídeo obtém a corrida.

As redes sem fios também são importantes para os militares. Se, de uma hora para outra, for necessário travar uma guerra em qualquer lugar no mundo, talvez não seja possível contar com a possibilidade de usar a infraestrutura de rede local. Será melhor levar seu próprio equipamento de rede.

Embora as redes sem fios e a computação móvel frequentemente estejam relacionadas, elas não são idênticas, como mostra a Tabela 1.2. Aqui, observamos uma distinção entre redes sem fio fixas e sem fio móveis. Algumas vezes, até mesmo os notebooks podem estar conectados por fios. Por exemplo, se um viajante conecta um notebook à tomada de rede em um quarto de hotel, ele tem mobilidade sem precisar utilizar uma rede sem fio.

Sem fio	Móvel	Aplicações típicas
Não	Não	Computadores desktop em escritórios
Não	Sim	Um notebook usado em um quarto de hotel
Sim	Não	Redes em edifícios que não dispõem de fiação
Sim	Sim	PDA para registrar o estoque de uma loja

Tabela 1.2 | Combinações de redes sem fio e computação móvel.

Por outro lado, alguns computadores sem fio não são portáteis. Em casa e nos escritórios ou hotéis que não possuem cabeamento adequado, pode ser mais conveniente conectar computadores desktop ou aparelhos sem fio do que instalar os fios. A instalação de uma rede sem fio pode exigir pouco mais do que adquirir uma pequena caixa com alguns componentes eletrônicos, retirá-la da embalagem e conectá-la ao equipamento. Essa solução pode ser muito mais barata do que pedir que um trabalhador monte conduítes para passar fiação no prédio.

Finalmente, também há as verdadeiras aplicações móveis, sem fios, como pessoas percorrendo lojas com um PDA e registrando o estoque. Em muitos aeroportos mais cheios, os funcionários de devolução de carros alugados trabalham no estacionamento com computadores móveis sem fios. Eles leem os códigos de barras ou chips de RFID dos carros devolvidos, e seu dispositivo móvel, que possui uma impressora embutida, chama o computador principal, recebe a informação da locação e imprime a conta no ato.

Talvez o impulso fundamental das aplicações móveis, sem fio, seja o telefone móvel. O envio de mensagensde texto, ou torpedos, é tremendamente popular. Ele permite que um usuário de telefone móvel digite uma mensagem curta que é, então, entregue pela rede celular para outro assinante móvel. Poucas pessoas teriam previsto, há dez anos, que adolescentes digitando mensagens de texto curtas em telefones móveis seria uma grande forma de ganhar dinheiro para as companhias telefônicas. Mas o envio de texto (ou ShortMessageService, como é conhecido fora dos Estados Unidos) é muito lucrativo, pois custa à operadora uma pequena fração de um centavo para repassar uma mensagem de texto, um serviço pelo qual elas cobram muito mais.

A tão aguardada convergência entre telefones e a Internet finalmente chegou, e acelerará o crescimento das aplicações móveis. Smartphones, como o popular iPhone, combinam aspectos de telefones e computadores móveis. As redes celulares (3G e 4G) às quais eles se conectam podem oferecer serviços de dados rápidos para usar a Internet, bem como para lidar com ligações telefônicas. Muitos telefones mais avançados também se conectam a hotspots sem fio, e automaticamente alternam entre as redes para escolher a melhor opção para o usuário.

Outros aparelhos eletrônicos também podem usar redes celulares e hotspot para permanecer conectados a computadores remotos. Os leitores de livros eletrônicos podem baixar um livro recém-adquirido, a próxima edição de uma revista ou o jornal de hoje, onde quer que eles estejam. Os porta-retratos eletrônicos podem ser atualizados automaticamente com imagens novas.

Como os telefones móveis têm conhecimento de suas localizações, normalmente porque são equipados com receptores de GPS (Global Positioning System), alguns serviços são intencionalmente dependentes do local. Ma-

pas móveis e orientações são candidatos óbvios, visto que seu telefone habilitado com GPS e seu carro provavelmente têm uma ideia melhor de onde você está do que você mesmo. O mesmo pode acontecer com as buscas por uma livraria próxima ou um restaurante chinês, ou a previsão do tempo local. Outros serviços podem registrar o local, como a anotação de fotos e vídeos com o local em que foram feitos. Essa anotação é conhecida como ‘geomarcação’.

Uma área em que esses dispositivos podem se destacar é chamada m-commerce (mobile-commerce) (Senn, 2000). Mensagens de texto curtas do telefone móvel são usadas para autorizar pagamentos de alimentos em máquinas, ingressos de cinema e outros itens pequenos, ao invés de dinheiro em espécie e cartões de crédito/débito. O débito aparece, então, na conta do telefone celular. Quando equipado com tecnologia NFC (Near Field Communication), o telefone móvel pode atuar como um smartcard com RFID e interagir com um leitor próximo para realizar o pagamento. A força motriz por trás desse fenômeno consiste em uma mistura de fabricantes de PDAs sem fios e operadores de redes que estão tentando descobrir como obter uma fatia do comércio eletrônico. Do ponto de vista da loja, esse esquema pode poupar-lhes a maior parte das tarifas da empresa de cartões de crédito, o que pode significar uma porcentagem elevada. É claro que esse plano pode ter efeito contrário ao desejado, pois os clientes de uma loja poderiam usar os leitores de RFID ou código de barras em seus dispositivos móveis para verificar os preços dos concorrentes antes de comprar e, depois, obter instantaneamente um relatório detalhado de onde mais o item poderia ser adquirido na região e a que preço.

Uma enorme vantagem do m-commerce é que os usuários de telefones celulares se acostumaram a pagar por tudo (ao contrário dos usuários da Internet, que esperam conseguir tudo de graça). Se um website cobrasse uma taxa para permitir a seus clientes efetuar pagamentos com cartão de crédito, haveria uma imensa reclamação dos usuários. Se, no entanto, uma operadora de telefonia celular permitisse às pessoas pagar por itens de uma loja usando o telefone e depois cobrassem uma tarifa por essa conveniência, provavelmente isso seria aceito como algo normal. O tempo dirá.

Não há dúvida de que os usos dos computadores móveis e sem fio aumentarão rapidamente no futuro, à medida que o tamanho dos computadores diminui, provavelmente de maneiras que ninguém é capaz de prever. Vejamos algumas das possibilidades. Redes de sensores são compostas de nós que colhem e repassam, sem fios, as informações que eles detectam sobre o estado do mundo físico. Os nós podem fazer parte de itens familiares, como carros ou telefones, ou então podem ser pequenos dispositivos separados. Por exemplo, seu carro poderia colher dados sobre sua localização, velocidade, vibração e economia a partir de seu sistema de diagnóstico de bordo e enviar essa informação para um banco de dados (Hull et al., 2006). Esses dados podem ajudar a localizar buracos, planejar viagens evitando estradas congestionadas e informar se você é um ‘devorador de combustível’, em comparação com outros motoristas no mesmo trecho de estrada.

Redes de sensores estão revolucionando a ciência oferecendo diversos dados sobre o comportamento que não poderiam ser observados anteriormente. Um exemplo é o rastreamento da migração de zebras individuais, colocando um pequeno sensor em cada animal (Juang et al., 2002). Os pesquisadores inseriram um computador sem fio em um cubo de 1 mm de borda (Warneke et al., 2001). Com computadores móveis desse tamanho, até mesmo pássaros, roedores e insetos podem ser rastreados.

Até mesmo usos rotineiros, como em parquímetros, podem ser significativos, pois utilizam dados que anteriormente não estavam disponíveis. Os parquímetros sem fio podem aceitar pagamentos com cartão de crédito ou débito, com verificação instantânea pelo enlace sem fio. Eles também podem relatar quando estão em uso pela rede sem fio. Isso permite aos motoristas baixar um mapa de estacionamento atual para seu carro, de modo que podem encontrar um ponto disponível mais facilmente. É claro que, quando um parquímetro expira, ele também pode verificar a presença de um carro (emitindo um sinal a partir dele) e informar a expiração ao agente de estacionamento. Estima-

-se que os municípios dos Estados Unidos poderiam coletar mais de US$ 10 bilhões apenas dessa maneira (Harte et al., 2000).

Computadores embarcados são outra aplicação promissora. Relógios inteligentes com rádios fazem parte de nosso espaço mental desde seu aparecimento nas tiras de quadrinhos de Dick Tracy em 1946; agora você pode comprá-los. Outros dispositivos desse tipo podem ser implantados, como marca-passos e bombas de insulina. Alguns deles podem ser controlados por uma rede sem fio. Isso permite que os médicos os testem e reconfigurem mais facilmente. Isso também poderia levar a alguns problemas desagradáveis se os dispositivos forem tão seguros como um PC comum, e puderem ser facilmente adulterados (Halperin et al., 2008).

1.1.4 QUESTÕES SOCIAIS

As redes de computadores, assim como a imprensa há cerca de 500 anos, permitem que os cidadãos comuns manifestem suas opiniões de maneiras que não eram possíveis anteriormente. Mas, junto com o lado bom vem o lado ruim, pois essa nova liberdade traz consigo uma série de questões sociais, políticas e éticas. Vamos mencionar rapidamente algumas delas; um estudo completo exigiria um livro inteiro, pelo menos.

Redes sociais, quadros de mensagens, sites de compartilhamento de conteúdo e uma série de outras aplicações permitem que as pessoas compartilhem suas ideias com indivíduos de mesmo pensamento. Desde que os assuntos

sejam restritos a assuntos técnicos ou passatempos como jardinagem, não surgirão muitos problemas.

Os problemas começam a vir à tona quando as pessoas abordam temas com os quais as pessoas realmente se preocupam, como política, religião ou sexo. Os pontos de vista divulgados podem ser altamente ofensivos para algumas pessoas. Pior ainda, eles podem não ser politicamente corretos. Além disso, as opiniões não estão obrigatoriamente limitadas ao texto; fotos coloridas de alta resolução e mesmo pequenos videoclipes podem ser facilmente compartilhados pelas redes de computadores. Algumas pessoas adotam a visão de que cada um sabe o que faz, mas outras acham que a publicação de certos tipos de materiais (por exemplo, ataques a determinados países ou religiões, pornografia etc.) é simplesmente inaceitável e tem de ser censurada. Diferentes países têm leis distintas e conflitantes sobre esse assunto. Assim, essa polêmica fica cada vez mais acirrada.

No passado, as pessoas abriram processos contra operadores de redes, partindo do princípio de que, a exemplo do que ocorre com os jornais e revistas, eles têm de assumir a responsabilidade pelo conteúdo do que publicam. A resposta inevitável é que uma rede é como uma companhia telefônica ou uma empresa de correios, e que não se pode esperar que ela censure seus usuários.

Agora, deve ser pouco surpreendente descobrir que alguns operadores de rede bloqueiam o conteúdo por seus próprios motivos. Alguns usuários de aplicações peer-to-

-peer tiveram seus serviços de rede suspensos porque os operadores de rede não acharam lucrativo transportar as grandes quantidades de tráfego enviadas por essas aplicações. Esses mesmos operadores provavelmente gostariam de tratar diferentes empresas de formas diferentes. Se você é uma empresa grande e paga bem, então receberá um bom serviço, mas se você é um peixe pequeno, receberá um serviço fraco. Os oponentes dessa prática argumentam que o peer-to-peer e outro conteúdo deverá ser tratado da mesma maneira, pois todos são apenas bits para a rede. Esse argumento para as comunicações que não são diferenciadas por seu conteúdo, origem ou por quem está fornecendo o conteúdo é conhecido como neutralidade da rede (Wu, 2003). Provavelmente, é seguro dizer que esse debate continuará por algum tempo.

Muitas outras partes estão envolvidas na briga pelo conteúdo. Por exemplo, música e filmes pirateados alimentaram o crescimento maciço das redes peer-to-peer, que não agradaram os proprietários dos direitos autorais, os quais ameaçaram (e às vezes tomaram) ações legais. Atualmente, existem sistemas automatizados que procuram redes peer-

-to-peer e disparam avisos aos operadores e usuários da rede que são suspeitos de infringir direitos autorais. Nos Estados Unidos, esses avisos são conhecidos como notas de demolição DMCA pelo Digital Millennium Copyright Act. Essa busca é uma corrida armamentista, pois é difícil apanhar a infração de direitos autorais de forma confiável. Até mesmo sua impressora poderia ser pega por engano como uma culpada (Piatek et al., 2008).

As redes de computadores facilitam muito a comunicação. Elas também tornam fácil bisbilhotar o tráfego para as pessoas que controlam a rede. Isso cria conflitos por questões como direitos dos funcionários versus direitos do empregador. Muitas pessoas leem e escrevem e-mail no trabalho. Muitos empregadores reivindicaram o direito de ler e possivelmente censurar as mensagens dos funcionários, incluindo mensagens enviadas de um computador doméstico fora dos horários de trabalho. Nem todos os funcionários concordam com isso, especialmente com a última parte.

Outro tópico importante é a relação entre o governo e os direitos dos cidadãos. O FBI instalou um sistema em muitos provedores de serviços da Internet para bisbilhotar todas as mensagens de correio eletrônico que entram e saem, em busca de fragmentos de interesse. O sistema foi originalmente chamado Carnivore, mas a publicidade ruim fez com que ele fosse renomeado com a sigla aparentemente mais inocente DCS1000 (Blaze e Bellovin, 2000; Sobel, 2001; e Zacks, 2001). No entanto, seu objetivo ainda é espionar milhões de pessoas, na esperança de encontrar informações sobre atividades ilegais. Infelizmente para os espiões, a Quarta Emenda à Constituição dos Estados Unidos proíbe buscas do governo sem um mandado de busca, mas o governo ignora isso com frequência.

Naturalmente, o governo não tem o monopólio das ameaças à privacidade das pessoas. O setor privado também faz sua parte, traçando perfis dos usuários. Por exemplo, pequenos arquivos, chamados cookies, que os navegadores da Web armazenam nos computadores dos usuários, permitem que as empresas controlem as atividades desses usuários no ciberespaço e também podem permitir que números de cartões de crédito, números de CPF e outras informações confidenciais vazem pela Internet (Berghel, 2001). As empresas que oferecem serviços baseados na Web podem manter grandes quantidades de informações pessoais sobre seus usuários, permitindo-lhes estudar diretamente as atividades do usuário. Por exemplo, o Google pode ler seu e-mail e mostrar propagandas com base em seus interesses, se você usar seu serviço de e-mail, o Gmail.

Uma nova guinada com os dispositivos móveis é a privacidade de local (Beresford e Stajano, 2003). Como parte do processo de oferecer serviços a seu dispositivo móvel, os operadores da rede descobrem onde você está em diferentes momentos do dia. Isso lhes permite rastrear seus movimentos. Eles podem saber qual clube você frequenta e qual centro médico você visita.

As redes de computadores também oferecem o potencial para aumentar a privacidade por meio do envio de mensagens anônimas. Em algumas situações, esse recurso pode ser desejável. Além de impedir que as empresas

descubram seus hábitos, ele proporciona, por exemplo, um meio para alunos, soldados, trabalhadores e cidadãos denunciarem o comportamento ilegal de professores, oficiais, superiores e políticos sem medo de possíveis represálias. Por outro lado, nos Estados Unidos e na maioria dos países democráticos, a lei permite especificamente às pessoas acusadas o direito de se confrontarem com o acusador em juízo, de modo que acusações anônimas não podem ser usadas como evidência.

A Internet torna possível encontrar informações com rapidez, mas uma grande parte dessas informações é incorreta, enganosa ou totalmente errada. Aquele aconselhamento médico que você conseguiu na Internet sobre sua dor no peito pode ter vindo de um ganhador do Prêmio Nobel ou de alguém que abandonou os estudos no ensino médio.

Outras informações constantemente são indesejadas. O lixo de correio eletrônico (spam) se tornou parte de nossa vida, pois os spammers coletam milhões de endereços de e-mail e os pretensos profissionais de marketing podem enviar mensagens geradas pelo computador com um custo muito baixo. A inundação de spam resultante compete com o fluxo de mensagens de pessoas reais. Felizmente, o software de filtragem consegue ler e descartar o spam gerado por outros computadores, com menores ou maiores graus de sucesso.

Outro tipo de conteúdo visa a um comportamento criminoso. As páginas Web e as mensagens de e-mail com conteúdo ativo (basicamente, programas ou macros executados na máquina do receptor) podem conter vírus capazes de devastar seu computador. Eles podem ser usados para roubar suas senhas de conta bancária, ou fazer com que seu computador envie spam como parte de uma botnet ou um pool de máquinas infectadas.

O roubo de identidade (ou phishing) finge estar sendo originado de uma parte confiável — por exemplo, seu banco — para tentar roubar informações confidenciais

— por exemplo, números de cartão de crédito. O roubo de identidade está se tornando um problema sério, pois os ladrões coletam informações suficientes sobre a pessoa para obter cartões de crédito e outros documentos em nome da vítima.

Pode ser difícil impedir que os computadores se passem por pessoas na Internet. Esse problema levou ao desenvolvimento de CAPTCHAs, em que um computador pede a uma pessoa para resolver uma pequena tarefa de reconhecimento, por exemplo, digitar as letras mostradas em uma imagem distorcida, para mostrar que são humanos (von Ahn, 2001). Esse processo é uma variação do famoso teste de Turing, em que uma pessoa faz perguntas por uma rede para julgar se a entidade que responde é humana.

Muitos desses problemas poderiam ser resolvidos se a indústria de informática levasse a sério a segurança dos computadores. Se todas as mensagens fossem criptogra- fadas e autenticadas, seria mais difícil haver danos. Essa tecnologia está bem estabelecida e será estudada em detalhes no Capítulo 8. O problema é que os fornecedores de hardware e software sabem que a inclusão de recursos de segurança custa dinheiro, e seus clientes não exigem tais recursos. Além disso, um número substancial dos problemas é causado por bugs de software, que ocorrem porque os fornecedores continuam a acrescentar mais e mais recursos a seus programas, o que inevitavelmente significa mais código e, portanto, mais bugs. Um imposto sobre novos recursos poderia ajudar, mas isso talvez dificultasse as vendas em poucos trimestres. Um programa de reembolso por software defeituoso talvez fosse ótimo, exceto pelo fato de levar à bancarrota toda a indústria de software no primeiro ano.

As redes de computadores levantam novos problemas legais quando interagem com leis antigas. Jogos de aposta eletrônicos são um exemplo. Os computadores têm simulado coisas há décadas, logo, por que não simular máquinas caça-níqueis, roletas, apostas de vinte e um e outros equipamentos de jogo? Bem, porque é ilegal em muitos lugares. O problema é que o jogo é legal em muitos outros lugares (Inglaterra, por exemplo) e os donos de cassinos de lá entenderam o potencial para jogar pela Internet. O que acontece se o jogador, o cassino e o servidor estiverem em países diferentes, com leis em conflito? Boa pergunta.

1.2 HARDWARE DEREDE

Agora é hora de voltarmos nossa atenção das aplicações e aspectos sociais das redes (a diversão) para as questões técnicas envolvidas no projeto da rede (o trabalho). Não existe nenhuma taxonomia de aceitação geral na qual todas as redes de computadores se encaixam, mas duas dimensões se destacam das demais: a tecnologia de transmissão e a escala. Vamos examinar cada uma delas.

Em termos gerais, há dois tipos de tecnologias de transmissão em uso disseminado nos dias de hoje: enlaces de broadcast e enlaces ponto aponto.

Os enlaces ponto a ponto conectam pares de máquinas individuais. Para ir da origem ao destino em uma rede composta de enlaces ponto a ponto, mensagens curtas, chamadas pacotes em certos contextos, talvez tenham de visitar primeiro uma ou mais máquinas intermediárias. Como normalmente é possível haver várias rotas de diferentes tamanhos, encontrar boas rotas é algo importante em redes ponto a ponto. A transmissão ponto a ponto com exatamente um transmissor e exatamente um receptor às vezes é chamada de unicasting.

Ao contrário, as redes de broadcast têm apenas um canal de comunicação, compartilhado por todas as máquinas da rede; os pacotes enviados por qualquer máquina são recebidos por todas as outras. Um campo de endereço dentro do pacote especifica o destinatário pretendido. Quando re-

cebe um pacote, a máquina processa o campo de endereço. Se o pacote se destinar à máquina receptora, esta o processará; se for destinado a alguma outra máquina, o pacote será simplesmente ignorado.

Uma rede sem fio é um exemplo comum de um enlace de broadcast, com a comunicação compartilhada por uma região de cobertura que depende do canal sem fios e da máquina transmissora. Como uma analogia, imagine uma pessoa em uma sala de reunião, gritando: ‘Watson, venha cá. Preciso de você’. Embora o pacote possa ser recebido (ouvido) por muitas pessoas, apenas Watson responderá; os outros simplesmente o ignoram.

Os sistemas de broadcast normalmente também oferecem a possibilidade de endereçamento de um pacote a todos os destinos usando um código especial no campo de endereço. Quando um pacote com esse código é transmitido, ele é recebido e processado por cada máquina na rede; não é à toa que esse modo de operação é chamado broadcasting. Alguns sistemas de broadcasting também admitem a transmissão para um subconjunto de máquinas, o que se conhece como multicasting.

Um critério alternativo para classificar as redes é por escalabilidade. A distância é importante como métrica de classificação, pois diferentes tecnologias são usadas em diferentes escalas.

Na Figura 1.4, classificamos vários sistemas processadores por seu tamanho físico aproximado. Na parte superior encontram-se as redes pessoais, redes destinadas a uma única pessoa. Depois aparecem as redes de maior tamanho, que podem ser divididas em locais, metropolitanas e a longas distâncias, ambas em escala crescente. Finalmente, a conexão de duas ou mais redes é chamada rede interligada. A Internet mundial certamente é o mais conhecido (mas não o único) exemplo de uma rede interligada. Logo, teremos redes interligadas ainda maiores, com a Internetinterplanetária, que conecta redes no espaço sideral (Burleigh et al., 2003).

Neste livro, tratamos das redes em todas essas escalas. Nas próximas seções, temos uma breve introdução ao hardware de rede por escala.

Figura 1.4 | Classificação de processadores interconectados

1.2.1 REDES PESSOAIS

As redes pessoais, ou PANs (Personal Area Networks), permitem que dispositivos se comuniquem pelo alcance de uma pessoa. Um exemplo comum é uma rede sem fio que conecta um computador com seus periféricos. Quase todo computador tem monitor, teclado, mouse e impressora conectados. Sem usar tecnologia sem fio, essa conexão deve ser feita com cabos. Tantas pessoas têm dificuldade para encontrar os cabos corretos e encaixá-los nos conectores certos (embora normalmente tenham cores diferentes) que a maioria dos vendedores de computador oferece a opção de enviar um técnico à casa do usuário para fazê-lo. Para ajudar esses usuários, algumas empresas se reuniram para projetar uma rede sem fio de curta distância, chamada Bluetooth, para conectar esses componentes sem o uso de fios. A ideia é que, se seu dispositivo tem Bluetooth, então você não precisa de cabos. Você simplesmente os liga e eles funcionam juntos. Para muitas pessoas, essa facilidade de operação é uma grande vantagem.

Na forma mais simples, as redes Bluetooth usam um paradigma mestre-escravo da Figura 1.5. A unidade do sistema (o PC) normalmente é o mestre, falando com o mouse, o teclado etc. como escravos. O mestre diz aos escravos quais endereços usar, quando eles podem transmitir, por quanto tempo, quais frequências eles podem usar e assim por diante.

O Bluetooth também pode ser usado em outros ambientes. Ele normalmente é usado para conectar um fone de ouvido sem cabos, e permite que seu aparelho de música digital se conecte a seu carro simplesmente ao entrar no alcance. Um tipo completamente diferente de rede pessoal é formado quando um dispositivo médico embutido, como um marca-passo, bomba de insulina ou aparelho de audição fala com um controle remoto operado pelo usuário. Discutiremos o Bluetooth com mais detalhes no Capítulo 4.

Figura 1.5 | Configuração de rede pessoal Bluetooth.

As redes pessoais também podem ser montadas com outras tecnologias que se comunicam por curtas distâncias, como RFID em smartcards e livros de biblioteca. Estudaremos a RFID no Capítulo 4.

1.2.2 REDES LOCAIS

A próxima etapa é a rede local, ou LAN (Local Area Network). Uma LAN é uma rede particular que opera dentro e próximo de um único prédio, como uma residência, um escritório ou uma fábrica. As LANs são muito usadas para conectar computadores pessoais e aparelhos eletrônicos, para permitir que compartilhem recursos (como impressoras) e troquem informações. Quando as LANs são usadas pelas empresas, elas são chamadas redesempresariais.

As LANs sem fio são muito populares atualmente, especialmente nas residências, prédios de escritórios mais antigos e outros lugares onde a instalação de cabos é muito trabalhosa. Nesses sistemas, cada computador tem um rádio modem e uma antena, que ele usa para se comunicar com outros computadores. Quase sempre, cada computador fala com um dispositivo no teto, como mostra a Figura 1.6(a). Esse dispositivo, chamado pontodeacesso(AP

AccessPoint), roteadorsemfioou estação-base, repassa os pacotes entre os computadores sem fio e também entre eles e a Internet. Ser o AP é como ser o garoto popular na escola, pois todos querem falar com você. Porém, se os outros computadores estiverem próximos o suficiente, eles podem se comunicar diretamente entre si em uma configuração peer-to-peer.

Existe um padrão para as LANs sem fios, chamado IEEE 802.11, popularmente conhecido como WiFi, que se tornou muito conhecido. Ele trabalha em velocidades de 11 a centenas de Mbps. (Neste livro, vamos aderir à tradição e medir as velocidades de linha em megabits/s, onde 1 Mbps é 1.000.000 bits/s, e gigabits/s, onde 1 Gbps é 1.000.000.000 bits/s.) Discutiremos o padrão 802.11 no Capítulo 4.

As LANs com fios utilizam uma série de tecnologias de transmissão diferentes. A maioria delas usa fios de cobre, mas algumas usam fibra óptica. As LANs são restritas em tamanho, o que significa que o tempo de transmissão, no pior caso, é limitado e conhecido com antecedência. Conhecer esses limites ajuda na tarefa de projetar protocolos de rede. Normalmente, as LANs com fios trabalham em velocidades de 100 Mbps a 1 Gpbs, têm baixo atraso de transporte de dados (microssegundos ou nanossegundos) e com elas ocorrem muito poucos erros. As LANs mais recentes podem operar em até 10 Gbps. Em comparação com as redes sem fios, as LANs com fios as excedem em todas as dimensões de desempenho. É simplesmente mais fácil enviar sinais por um fio ou por uma fibra do que pelo ar.

A topologia de muitas LANs com fios é embutida a partir de enlaces ponto a ponto. O IEEE 802.3, popularmente chamado Ethernet, é de longe o tipo mais comum de LAN com fios. A Figura 1.6(b) mostra uma topologia de exemplo da Ethernet comutada. Cada computador troca informações usando o protocolo Ethernet e se conecta a um dispositivo de rede chamado switch, com um enlace ponto a ponto. Daí o nome. Um switch tem várias portas, cada qual podendo se conectar a um computador. A função do switch é repassar os pacotes entre os computadores que estão conectados a ela, usando o endereço em cada pacote para determinar para qual computador enviá-lo.

Para montar LANs maiores, os switches podem ser conectados uns aos outros usando suas portas. O que acontece se você os conectar em um loop? A rede ainda funcionará? Felizmente, os projetistas pensaram nesse caso. É função do protocolo descobrir que caminhos os pacotes devem atravessar para alcançar o computador pretendido com segurança. Veremos como isso funciona no Capítulo 4.

Também é possível dividir uma LAN física grande em duas LANs lógicas menores. Você pode estar se perguntando por que isso seria útil. Às vezes, o layout do equipamento de rede não corresponde à estrutura da organização. Por exemplo, os departamentos de engenharia e finanças de uma empresa poderiam ter computadores na mesma LAN física, pois estão na mesma ala do prédio, mas poderia ser mais fácil administrar o sistema se engenharia e finanças

Figura 1.6 | LANs sem fios e cabeadas. (a) 802.11. (b) Ethernet comutada.

tivessem, cada um, sua própria LAN virtual, ou VLAN. Nesse projeto, cada porta é marcada com uma ‘cor’, digamos, verde para engenharia e vermelha para finanças. O switch então encaminha pacotes de modo que os computadores conectados às portas verdes sejam separados dos computadores conectados às portas vermelhas. Os pacotes de broadcast enviados em uma porta de cor vermelha, por exemplo, não serão recebidos em uma porta de cor verde, como se existissem duas LANs diferentes. Estudaremos as VLANs no final do Capítulo 4.

Também existem outras topologias de LAN com fios. Na verdade, a Ethernet comutada é uma versão moderna do projeto Ethernet original, que envia todos os pacotes por um único cabo. No máximo uma máquina poderia transmitir com sucesso de cada vez, e um mecanismo distribuído arbitrava o uso e resolvia conflitos da rede compartilhada. Ele usava um algoritmo simples: os computadores poderiam transmitir sempre que o cabo estivesse ocioso. Se dois ou mais pacotes colidissem, cada computador simplesmente esperaria por um tempo aleatório e tentaria mais tarde. Chamaremos essa versão de Ethernet clássica para fazer a distinção e, como você já deve imaginar, aprenderá sobre ela no Capítulo 4.

As redes de broadcast, com e sem fios, ainda podem ser divididas em estáticas e dinâmicas, dependendo do modo como o canal é alocado. Em uma alocação estática típica, o tempo seria dividido em intervalos discretos e seria utilizado um algoritmo de rodízio, fazendo com que cada máquina transmitisse apenas no intervalo de que dispõe. A alocação estática desperdiça a capacidade do canal quando uma máquina não tem nada a transmitir durante o intervalo (slot) alocado a ela, e assim a maioria dos sistemas procura alocar o canal dinamicamente (ou seja, por demanda).

Os métodos de alocação dinâmica de um canal comum são centralizados ou descentralizados. No método centralizado de alocação de canal, existe apenas uma entidade, por exemplo, a estação-base nas redes celulares, que determina quem transmitirá em seguida. Para executar essa tarefa, a entidade aceita solicitações e as prioriza de acordo com algum algoritmo interno. No método descentralizado de alocação de canal, não existe nenhuma entidade central; cada máquina deve decidir por si mesma se a transmissão deve ser realizada. Você poderia pensar que isso sempre leva ao caos, mas isso não acontece. Mais tarde, estudaremos muitos algoritmos criados para impedir a instauração do caos potencial.

Vale a pena gastar um pouco mais de tempo discutindo as LANs domésticas. No futuro, é provável que todo dispositivo doméstico seja capaz de se comunicar com cada um dos outros dispositivos, e que todos eles estejam acessíveis pela Internet. Esse é um daqueles conceitos visionários que ninguém solicitou (como os controles remotos de TV ou os telefones celulares) mas, depois que chegaram, ninguém consegue mais imaginar como viver sem eles.

Muitos dispositivos são capazes de se conectar em rede. Entre eles estão computadores, dispositivos de entretenimento como TVs e DVDs, telefones e outros produtos eletrônicos, como câmeras, aparelhos como rádios-relógios e de infraestrutura, como medidores de energia e termostatos. Essa tendência só continuará. Por exemplo, um lar normalmente já tem dezenas de relógios (por exemplo, em aparelhos), todos eles podendo ser ajustados ao horário de verão automaticamente se os relógios estivessem na Internet. O monitoramento remoto da casa é um provável vencedor, pois muitos filhos já crescidos estariam dispostos a gastar algum dinheiro para ajudar seus pais idosos a viverem em segurança em suas próprias casas.

Embora pudéssemos pensar na rede doméstica como apenas outra LAN, ela provavelmente terá propriedades diferentes das outras redes. Primeiro, os dispositivos em rede precisam ser muito fáceis de instalar. Os roteadores sem fio são o item eletrônico de consumo mais devolvido. As pessoas compram um porque querem uma rede sem fio em casa, descobrem que ele não funciona ‘conforme sai da caixa’ e, depois, o devolvem em vez de escutar aquela musiquinha enquanto esperam na linha pela assistência técnica.

Segundo, a rede e os dispositivos têm de ser à prova de falhas quando em operação. Os condicionadores de ar costumavam ter um único botão com quatro ajustes: DESLIGAR, BAIXO, MÉDIO e ALTO. Agora eles têm manuais de 30 páginas. Uma vez que são ligados em rede, espera-se que apenas o capítulo sobre segurança ocupe 30 páginas. Isso é um problema porque somente usuários de computador estão acostumados a montar produtos que não funcionam; os consumidores de carros, televisores e refrigeradores são muito menos tolerantes. Eles esperam que os produtos funcionem 100 por cento sem precisar contratar um gênio da informática.

Em terceiro lugar, o preço baixo é algo essencial para o sucesso. As pessoas não pagarão US$ 50 a mais por um termostato capaz de se conectar à Internet, porque poucas pessoas consideram importante monitorar a temperatura de sua casa enquanto estão no trabalho. Porém, por US$ 5 a mais, esse acessório teria boa aceitação.

Quarto, deve ser possível começar com um ou dois dispositivos e expandir o alcance da rede gradualmente. Isso significa nenhuma guerra de padrões oferecidos. Dizer aos clientes para comprar periféricos com interfaces IEEE 1394 (FireWire) e alguns anos depois voltar atrás e dizer que USB 2.0 é a interface do mês e depois dizer que 802.11g — opa, não, é melhor 802.11n — quero dizer, 802.16 (diferentes redes sem fio) — deixará os consumidores muito nervosos. A interface de rede terá de permanecer estável por décadas, como os padrões de radiodifusão da televisão. Quinto, a segurança e a confiabilidade serão muito importantes. Perder alguns arquivos para um vírus de e-mail é uma coisa; permitir que um assaltante desarme seu

sistema de segurança a partir de seu computador móvel e depois saqueie sua casa é algo muito diferente.

Uma questão interessante é saber se as redes domésticas estarão fisicamente conectadas ou se serão redes sem fios. Conveniência e custo favorecem as redes sem fio, pois não existem fios para encaixar, ou ainda, aperfeiçoar. A segurança favorece as redes fisicamente conectadas, pois as ondas de rádio que elas utilizam passam com facilidade pelas paredes. Nem todo mundo fica satisfeito com a ideia de ter os vizinhos pegando carona em sua conexão à Internet e lendo suas mensagens de correio eletrônico. No Capítulo 8, estudaremos como a criptografia pode ser utilizada para proporcionar segurança, mas, no contexto de uma rede doméstica, a segurança tem de ser infalível, mesmo com usuários inexperientes.

Uma terceira opção que pode ser atraente é reutilizar as redes que já estão na residência. O candidato óbvio são os fios elétricos instalados por toda a casa. As redes de energia elétrica permitem que os dispositivos conectados às tomadas transmitam informações por toda a casa. De qualquer forma, você já precisa conectar a TV, e dessa forma ela pode obter conectividade com a Internet ao mesmo tempo. A dificuldade é como transportar energia e sinais de dados ao mesmo tempo. Parte da resposta é que eles usam faixas de frequência diferentes.

Resumindo, as LANs domésticas oferecem muitas oportunidades e desafios. A maior parte dos desafios se relaciona à necessidade de que as redes sejam fáceis de administrar, confiáveis e seguras, especialmente nas mãos de usuários não técnicos, além do baixo custo.

1.2.3 REDES METROPOLITANAS

Uma rede metropolitana, ou MAN (Metropolitan Area Network), abrange uma cidade. O exemplo mais conhecido de MANs é a rede de televisão a cabo disponível em muitas cidades. Esses sistemas cresceram a partir de antigos sistemas de antenas comunitárias usadas em áreas com fraca recepção do sinal de televisão pelo ar. Nesses primeiros sistemas, uma grande antena era colocada no alto de colina próxima e o sinal era, então, conduzido até as casas dos assinantes.

Em princípio, esses sistemas eram sistemas ad hoc projetados no local. Posteriormente, as empresas começaram a entrar no negócio, obtendo concessões dos governos municipais para conectar cidades inteiras por fios. A etapa seguinte foi a programação de televisão e até mesmo canais inteiros criados apenas para transmissão por cabos. Esses canais costumavam ser bastante especializados, oferecendo apenas notícias, apenas esportes, apenas culinária, apenas jardinagem e assim por diante. Entretanto, desde sua concepção até o final da década de 1990, eles se destinavam somente à recepção de televisão.

A partir do momento em que a Internet atraiu uma audiência de massa, as operadoras de redes de TV a cabo começaram a perceber que, com algumas mudanças no sistema, eles poderiam oferecer serviços da Internet full-

-duplex (mão dupla) em partes não utilizadas do espectro. Nesse momento, o sistema de TV a cabo começou a se transformar, passando de uma forma de distribuição de televisão para uma rede metropolitana. Em uma primei ra aproximação, uma MAN seria semelhante ao sistema mostrado na Figura 1.7. Nessa figura, observamos que os sinais de televisão e de Internet são transmitidos à central a cabo centralizada para distribuição subsequente às casas das pessoas. Voltaremos a esse assunto, estudando-o em detalhes no Capítulo 2.

Porém, a televisão a cabo não é a única MAN. Os desenvolvimentos recentes para acesso à Internet de alta velocidade sem fio resultaram em outra MAN, que foi padronizada como IEEE 802.16 e é conhecida popularmente como WiMAX. Vamos examiná-la no Capítulo 4.

Figura 1.7 | Uma rede metropolitana baseada na TV a cabo.

1.2.4 REDES A LONGAS DISTÂNCIAS

Uma rede a longa distância, ou WAN (Wide Area Network), abrange uma grande área geográfica, com frequência um país ou continente. Vamos começar nossa discussão com as WANs conectadas por fios, usando o exemplo de uma empresa com filiais em diferentes cidades.

A WAN na Figura 1.8 é uma rede que conecta escritórios em Perth, Melbourne e Brisbane. Cada um desses escritórios contém computadores que executam programas (ou seja, aplicações) do usuário. Seguiremos a tradição e chamaremos essas máquinas de hosts. O restante da rede que conecta esses hosts é chamada sub-rede de comunicação ou, simplificando, apenas sub-rede. A tarefa da sub-rede é transportar mensagens de um host para outro, exatamente como o sistema de telefonia transporta as palavras (na realidade, sons) do falante ao ouvinte.

Na maioria das WANs, a sub-rede consiste em dois componentes distintos: linhas de transmissão e elementos de comutação. As linhas de transmissão transportam bits entre as máquinas. Elas podem ser formadas por fios de cobre, fibra óptica, ou mesmo enlaces de radiodifusão. A maioria das empresas não tem linhas de transmissão disponíveis, então elas alugam as linhas de uma empresa de telecomunicações. Os elementos de comutação, ou apenas comutadores, são computadores especializados que conectam três ou mais linhas de transmissão. Quando os dados chegam a uma interface de entrada, o elemento de comutação deve escolher uma interface de saída para encaminhá-los. Esses computadores de comutação receberam diversos nomes no passado; o nome roteador é, agora, o mais comumente usado.

Vale a pena fazermos um breve comentário em relação ao termo ‘sub-rede’. Originalmente, seu único significado identificava o conjunto de roteadores e linhas de comunicação que transportava pacotes entre os hosts de origem e de destino. Porém, o termo adquiriu um segundo significado, em conjunto com o endereçamento da rede. Discutiremos esse significado no Capítulo 5 e ficaremos com o significado original (uma coleção de linhas de comunicação de dados e roteadores) até chegarmos lá.

A WAN, conforme a descrevemos, é semelhante a uma grande LAN cabeada, mas existem algumas diferenças importantes que vão além dos extensos cabos de interconexão. Normalmente, em uma WAN, os hosts e a sub-rede são proprietários e administrados por diferentes pessoas. Em nosso exemplo, os funcionários poderiam ser responsáveis por seus próprios computadores, enquanto o departamento de TI da empresa está encarregado do restante da rede. Veremos limites mais claros nos próximos exemplos, em que o provedor da rede ou a companhia telefônica opera a sub-rede. A separação dos aspectos de comunicação estritos da rede (a sub-rede) dos aspectos da aplicação (os hosts) simplifica bastante o projeto geral da rede.

Uma segunda diferença é que os roteadores normalmente conectarão diferentes tipos de tecnologia de rede. As redes dentro dos escritórios podem ser Ethernet comutada, por exemplo, enquanto as linhas de transmissão de longa distância podem ser enlaces SONET (que veremos no Capítulo 2). Algum dispositivo é necessário para juntá-las. O leitor atento notará que isso vai além da nossa definição de uma rede. Isso significa que muitas WANs de fato serão redes interligadas, ou redes compostas que são criadas a partir de mais de uma rede. Voltaremos a esse assunto sobre redes interligadas na próxima seção.

Figura 1.8 | WAN que conecta três escritórios de filiais na Austrália.

Uma última diferença é naquilo que é conectado à sub-rede. Podem ser computadores individuais, como foi o caso para a conexão às LANs, ou podem ser LANs inteiras. É assim que redes maiores são montadas a partir de redes menores. Em relação à sub-rede, ela tem a mesma função. Agora estamos em uma posição de examinar duas ou-

tras variedades de WANs. Primeiro, em vez de alugar linhas de transmissão dedicadas, uma empresa pode conectar seus escritórios à Internet. Isso permite que as conexões sejam feitas entre os escritórios como enlaces virtuais que usam a capacidade de infraestrutura da Internet. Esse arranjo, mostrado na Figura 1.9, é chamado de rede privada virtual, ou VPN (Virtual Private Network). Em comparação com o arranjo dedicado, uma VPN tem a vantagem comum da virtualização, ou seja, ela oferece flexibilidade na reutilização de recurso (conectividade com a Internet). Para entender isso, considere como é fácil incluir um quarto escritório. Uma VPN também tem a desvantagem normal da virtualização, o que é uma falta de controle sobre os recursos subjacentes. Com uma linha dedicada, a capacidade é clara. Com uma VPN, suas milhas estão sujeitas à variação, de acordo com o serviço da Internet.

A segunda variação é que a sub-rede pode ser operada por uma empresa diferente. O operador da sub-rede é conhecido como um provedor de serviço de rede, e os escritórios são seus clientes. Essa estrutura aparece na Figura 1.10. O operador da sub-rede também se conectará a outros clientes, desde que eles possam pagar e ela possa oferecer o serviço. Como seria decepcionante um serviço de rede em que os clientes só pudessem enviar pacotes uns aos outros, o operador da sub-rede também se conectará a outras redes que fazem parte da Internet. Esse operador de sub-rede é chamado de provedordeserviçodeInternet, ou ISP (Internet Service Provider), e a sub-rede é uma rede ISP. Seus clientes que se conectam à ISP recebem serviço de Internet.

Podemos usar a rede ISP para prever algumas questões fundamentais que estudaremos em outros capítulos. Na maioria das WANs, a rede contém muitas linhas de transmissão, cada uma conectando um par de roteadores. Se dois roteadores que não compartilham uma linha de transmissão quiserem se comunicar, eles precisam fazer isso indiretamente, por meio de outros roteadores. Pode haver muitos caminhos na rede que conectam esses dois roteadores. O processo em que o roteador toma a decisão sobre qual caminho usar e para onde enviar o pacote em seguida, para a interface adequada, é chamado de algoritmo de roteamento. Existem muitos desses algoritmos. Estudaremos alguns tipos em detalhes no Capítulo 5.

Outros tipos de WANs utilizam muito as tecnologias sem fio. Nos sistemas via satélite, cada computador no solo tem uma antena através da qual ele pode enviar e receber dados de e para um satélite em órbita. Todos os computadores podem escutar a saída do satélite, e em alguns casos eles também podem escutar as transmissões que sobem de seus computadores para o satélite da mesma forma. As redes de satélite são inerentemente de radiodifusão, e são mais úteis quando essa propriedade é importante.

A rede de telefonia celular é outro exemplo de uma WAN que usa tecnologia sem fio. Esse sistema já passou por três gerações, e uma quarta está a caminho. A primeira geração era analógica e usada apenas para voz. A segunda geração era digital e apenas para voz. A terceira geração é digital e se destina a voz e dados. Cada estação-base celular cobre uma distância muito maior do que uma LAN sem fio, com um alcance medido em quilômetros, ao invés de dezenas de

Figura 1.9 | WAN usando uma rede privada virtual.

Figura 1.10 | WAN usando uma rede ISP.

metros. As estações-base são conectadas umas às outras por uma rede de backbone que normalmente é conectada por cabos. As taxas de dados das redes celulares normalmente estão na ordem de 1 Mbps, muito menos do que uma LAN sem fio, que pode chegar a uma ordem de 100 Mbps. Falaremos bastante sobre essas redes no Capítulo 2.

1.2.5 REDES INTERLIGADAS (INTERNETS)

Existem muitas redes no mundo, frequentemente apresentando diferentes tipos de hardware e software. Normalmente, as pessoas conectadas a redes distintas precisam se comunicar entre si. Para que esse desejo se torne uma realidade, é preciso que se estabeleçam conexões entre redes quase sempre incompatíveis. Um conjunto de redes interconectadas forma uma rede interligada ou internet. Esses termos serão usados em um sentido genérico, em contraste com a Internet mundial (uma rede interligada em nível mundial), que sempre será representada com inicial maiúscula. A Internet usa redes ISP para conectar redes empresariais, domésticas e muitas outras redes. Veremos a Internet com muito mais detalhes em outro ponto deste livro.

Em geral, sub-redes, redes e redes interligadas se confundem. Uma sub-rede faz mais sentido no contexto de uma rede a longa distância, em que ela se refere ao conjunto de roteadores e linhas de comunicação pertencentes à operadora da rede. Como analogia, o sistema telefônico consiste em estações de comutação telefônica conectadas entre si por linhas de alta velocidade, e com casas e escritórios por linhas de baixa velocidade. Essas linhas e equipamentos, cuja propriedade e gerenciamento são da empresa de telefonia, formam a sub-rede do sistema telefônico. Os telefones propriamente ditos (os hosts, nessa analogia) não fazem parte da sub-rede.

Uma rede interligada é formada pela combinação de uma sub-rede e seus hosts. Entretanto, a palavra ‘rede’ é normalmente usada também em um sentido mais livre. Uma sub-rede poderia ser descrita como uma rede, como no caso da ‘rede ISP’ da Figura 1.10. Uma rede interligada também pode ser descrita como uma rede, como no caso da WAN na Figura 1.8. Seguiremos uma prática semelhante e, se estivermos distinguindo uma rede de outros arranjos, ficaremos com nossa definição original de uma coleção de computadores interconectados por uma única tecnologia.

Falaremos mais sobre o que constitui uma rede interligada. Sabemos que ela é formada quando redes distintas são interconectadas. Em nossa visão, a conexão entre uma LAN e uma WAN ou a conexão de duas LANs é o modo normal de formar uma rede interligada, mas existe pouco acordo no setor sobre a terminologia nessa área. Existem duas regras práticas que são úteis. Primeiro, se diferentes organizações pagam pela construção de partes distintas da rede e cada uma mantém sua parte, temos uma rede interligada, e não uma única rede. Segundo, se a tecnologia subjacente é diferente em partes distintas (por exemplo, broadcast versus ponto a ponto e cabeada versus sem fio), provavelmente temos uma rede interligada.

Indo mais a fundo, precisamos falar sobre como duas redes diferentes podem ser conectadas. O nome geral para uma máquina que faz uma conexão entre duas ou mais redes e oferece a conversão necessária, tanto em termos de hardware quanto de software, é um gateway. Os gateways são distinguidos pela camada em que operam na hierarquia de protocolos. Falaremos mais sobre camadas e hierarquias de protocolos a partir da próxima seção, mas, por enquanto, imagine que as camadas mais altas são mais ligadas às

aplicações, como a Web, e as camadas mais baixas são mais ligadas a enlaces de transmissão, como a Ethernet.

Como o benefício de formar uma rede interligada é conectar computadores pelas redes, não queremos usar um gateway em muito baixo nível, ou então não poderemos fazer conexões entre diferentes tipos de redes. Também não queremos usar um gateway em um nível muito alto, ou então a conexão só funcionará para determinadas aplicações. O nível do meio, que é o mais apropriado, normalmente é chamado de camada de rede, e um roteador é um gateway que comuta pacotes nessa camada. Agora podemos localizar uma rede interligada descobrindo uma rede que tem roteadores.

1.3 SOFTWARE DE REDE

No projeto das primeiras redes de computadores, o hardware foi a principal preocupação e o software ficou em segundo plano. Essa estratégia foi deixada para trás. Atualmente, o software de rede é altamente estruturado. Nas próximas seções, examinaremos com alguns detalhes a técnica de estruturação do software. O método descrito aqui é de fundamental importância para o livro inteiro e faremos repetidas referências a ele.

1.3.1 HIERARQUIAS DE PROTOCOLOS

Para reduzir a complexidade de seu projeto, a maioria das redes é organizada como uma pilha de camadas (ou níveis), colocadas umas sobre as outras. O número, o nome, o conteúdo e a função de cada camada diferem de uma rede para outra. No entanto, em todas as redes o objetivo de cada camada é oferecer determinados serviços às camadas superiores, isolando essas camadas dos detalhes de implementação real desses recursos. Em certo sentido, cada camada é uma espécie de máquina virtual, oferecendo determinados serviços à camada situada acima dela.

Na realidade, esse conceito é familiar e utilizado em toda a ciência da computação, na qual é conhecido por nomes diferentes, como ocultação de informações, tipos de dados abstratos, encapsulamento de dados e programação orientada a objetos. A ideia fundamental é que um determinado item de software (ou hardware) forneça um serviço a seus usuários, mas mantenha ocultos os detalhes de seu estado interno e de seus algoritmos.

Quando a camada n de uma máquina se comunica com a camada n de outra máquina, coletivamente, as regras e convenções usadas nesse diálogo são conhecidas como o protocolo da camada n. Basicamente, um protocolo é um acordo entre as partes que se comunicam, estabelecendo como se dará a comunicação. Como analogia, quando uma mulher é apresentada a um homem, ela pode estender a mão para ele que, por sua vez, pode apertá-la ou beijá-la, dependendo, por exemplo, do fato de ela ser uma advogada norte-americana que esteja participando de uma reunião de negócios ou uma princesa europeia presente em um baile de gala. A violação do protocolo dificultará a comunicação, se não torná-la completamente impossível.

A Figura 1.11 ilustra uma rede de cinco camadas. As entidades que ocupam as camadas correspondentes em diferentes máquinas são chamadas pares (ou peers). Os pares podem ser processos de software, dispositivos de hardware, ou mesmo seres humanos. Em outras palavras, são os pares que se comunicam utilizando o protocolo.

Na realidade, os dados não são transferidos diretamente da camada n de uma máquina para a camada n em outra máquina. Em vez disso, cada camada transfere os dados e as informações de controle para a camada imediatamente abaixo dela, até a camada mais baixa ser alcançada. Abaixo da camada 1 encontra-se o meio físico por meio do qual se dá a comunicação propriamente dita. Na Figura 1.11, a comunicação virtual é mostrada por linhas pontilhadas e a comunicação física, por linhas contínuas.

Figura 1.11 | Camadas, protocolos e interfaces.

Entre cada par de camadas adjacentes existe uma interface. Esta define as operações e os serviços que a camada inferior tem a oferecer à camada que se encontra acima dela. Quando os projetistas de rede decidem a quantidade de camadas que será incluída em uma rede e o que cada uma delas deve fazer, uma das considerações mais importantes é a definição de interfaces claras entre as camadas. Por sua vez, isso exige que cada camada execute um conjunto específico de funções bem definidas. Além de reduzir o volume de informações que deve ser passado de uma camada para outra, as interfaces bem definidas também simplificam a substituição de uma camada por um protocolo ou implementação completamente diferente (por exemplo, a substituição de todas as linhas telefônicas por canais de satélite), pois o novo protocolo ou a nova implementação só precisa oferecer exatamente o mesmo conjunto de serviços à sua vizinha de cima, assim como era feito na implementação anterior. De fato, é comum que hosts diferentes utilizem implementações distintas do mesmo protocolo (normalmente, escrito por empresas diferentes). De fato, o próprio protocolo pode mudar em alguma camada sem que as camadas acima e abaixo dela sequer percebam.

Um conjunto de camadas e protocolos é chamado arquitetura de rede. A especificação de uma arquitetura deve conter informações suficientes para permitir que um implementador desenvolva o programa ou construa o hardware de cada camada de forma que ela obedeça corretamente ao protocolo adequado. Nem os detalhes da implementação nem a especificação das interfaces pertencem à arquitetura, pois tudo fica oculto dentro das máquinas e não é visível do exterior. Nem sequer é necessário que as interfaces de todas as máquinas de uma rede sejam iguais, desde que cada uma delas possa usar todos os protocolos da maneira correta. Uma lista de protocolos usados por um determinado sistema, um protocolo por camada, é chamada pilha de protocolos. Arquiteturas de rede, pilhas de protocolos e os próprios protocolos são os principais assuntos deste livro.

Uma analogia pode ajudar a explicar a ideia de uma comunicação em várias camadas. Imagine dois filósofos (processos pares na camada 3), um dos quais fala urdu e português e o outro fala chinês e francês. Como não falam um idioma comum, eles contratam tradutores (processos pares na camada 2), que por sua vez têm cada qual uma secretária (processos pares na camada 1). O filósofo 1 deseja transmitir sua predileção por oryctolagus cuniculus a seu par. Para tal, ele envia uma mensagem (em português) através da interface 2/3 a seu tradutor, na qual diz ‘Gosto de coelhos’, como mostra a Figura 1.12. Como os tradutores resolveram usar um idioma neutro, o holandês, a mensagem foi convertida para ‘Ik vind konijnen leuk’. A escolha do idioma é o protocolo da camada 2, que deve ser processada pelos pares dessa camada.

Figura 1.12 | A arquitetura filósofo-tradutor-secretária.

O tradutor entrega a mensagem a uma secretária para ser transmitida, por exemplo, por fax (o protocolo da camada 1). Quando chega, a mensagem é traduzida para o francês e passada através da interface 2/3 para o filósofo

Observe que cada protocolo é totalmente independente dos demais, desde que as interfaces não sejam alteradas. Nada impede que os tradutores mudem do holandês para o finlandês, desde que ambos concordem com a modificação e que ela não afete sua interface com a camada 1 ou com a camada 3. De modo semelhante, as secretárias podem passar de fax para correio eletrônico ou telefone sem incomodar (ou mesmo informar) as outras camadas. Cada processo só pode acrescentar informações dirigidas a seu par. Essas informações não são enviadas à camada superior.

Vejamos agora um exemplo mais técnico: como oferecer comunicação à camada superior da rede de cinco camadas na Figura 1.13. Uma mensagem, M, é produzida por um processo de aplicação que funciona na camada 5 e é entregue à camada 4 para transmissão. A camada 4 coloca um cabeçalhono início da mensagem para identificá-la e envia o resultado à camada 3. O cabeçalho inclui informações de controle, como endereços, a fim de permitir que a camada 4 da máquina de destino entregue a mensagem. Outros exemplos de informação de controle usados em algumas camadas são números de sequência (caso a camada inferior não preserve a ordem da mensagem), tamanhos e tempos.

Em muitas redes, não há limite para o tamanho das mensagens transmitidas no protocolo da camada 4, mas quase sempre há um limite imposto pelo protocolo da camada 3. Consequentemente, a camada 3 deve dividir as mensagens recebidas em unidades menores, pacotes, anexando um cabeçalho da camada 3 a cada pacote. Nesse exemplo, M é dividido em duas partes, M₁ e M₂, que serão transmitidas separadamente.

A camada 3 decide as linhas de saída que serão usadas e transmite os pacotes à camada 2. Esta acrescenta não apenas um cabeçalho a cada fragmento, mas também um final, e fornece a unidade resultante à camada 1 para transmissão física. Na máquina receptora, a mensagem se move de baixo para cima, de camada a camada, com os cabeçalhos sendo retirados durante o processo. Nenhum dos cabeçalhos das camadas abaixo de n é repassado à camada n.

Para entender a Figura 1.13, é importante observar a relação entre a comunicação virtual e a comunicação real, e a diferença entre protocolos e interfaces. Por exemplo, para os processos pares na camada 4, sua comunicação é ‘horizontal’, utilizando o protocolo da camada 4. O procedimento de cada um deles tem um nome semelhante a EnviarParaOutroLado e ReceberDoOutroLado, muito embora esses procedimentos na realidade se comuniquem com camadas inferiores através da interface 3/4, e não com o outro lado.

A abstração de processos pares (peers) é fundamental para toda a estrutura da rede. Com sua utilização, a tarefa não gerenciável de projetar a rede completa pode ser dividida em diversos problemas de projeto menores e gerenciáveis, ou seja, o projeto das camadas individuais.

Embora o título da Seção 1.3 seja ‘Software de rede’, vale a pena lembrar que as camadas inferiores de uma hierarquia de protocolos costumam ser implementadas no hardware ou como firmware. Apesar disso, algoritmos de protocolo muito complexos estão envolvidos no processo, mesmo se estiverem embutidos (parcial ou totalmente) no hardware.

Figura 1.13 | Exemplo de fluxo de informações que admite a comunicação virtual na camada 5.

1.3.2 QUESTÕES DE PROJETO RELACIONADAS ÀS CAMADAS

Algumas questões fundamentais de projeto que ocorrem em redes de computadores estarão presentes em diversas camadas. Mencionaremos a seguir algumas das questões mais importantes.

Confiabilidade é a questão de projeto de criar uma rede que opere corretamente, embora sendo composta de uma coleção de componentes que não são confiáveis. Pense nos bits de um pacote trafegando pela rede. Há uma chance de que alguns desses bits sejam recebidos com problemas (invertidos) em virtude de um ruído elétrico casual, sinais sem fio aleatórios, falhas de hardware, bugs de software e assim por diante. Como é possível encontrar e consertar esses erros?

Um mecanismo para localizar erros na informação recebida usa códigos para detecçãodeerros. As informações recebidas incorretamente podem, então, ser retransmitidas até que sejam recebidas corretamente. Códigos mais poderosos permitem a correção de erro, em que a mensagem correta é recuperada a partir de bits possivelmente incorretos, que foram recebidos originalmente. Esses dois mecanismos funcionam acrescentando informações redundantes. Eles são usados nas camadas baixas, para proteger os pacotes enviados por enlaces individuais, e nas camadas altas, para verificar se o conteúdo correto foi recebido.

Outra questão de confiabilidade é descobrir um caminho que funcione através de uma rede. Normalmente, existem vários caminhos entre origem e destino e, em uma rede grande, pode haver alguns enlaces ou roteadores com defeito. Suponha que a rede esteja parada na Alemanha. Os pacotes enviados de Londres a Roma pela Alemanha não passarão, mas poderíamos enviar pacotes de Londres para Roma via Paris. A rede deve tomar essa decisão automaticamente. Esse tópico é chamado roteamento.

Uma segunda questão de projeto se refere à evolução da rede. Com o tempo, as redes se tornam maiores e novos projetos aparecem precisando ser conectados à rede existente. Recentemente, vimos o mecanismo-chave de estrutura usado para dar suporte à mudança, dividindo o problema geral e ocultando detalhes da implementação: as camadas de protocolos. Mas existem muitas outras estratégias.

Como existem muitos computadores na rede, cada camada precisa de um mecanismo para identificar transmissores e receptores que estão envolvidos em uma determinada mensagem. Esse mecanismo é conhecido como endereçamento ou nomeação, nas camadas alta e baixa, respectivamente.

Um aspecto do crescimento é que diferentes tecnologias de rede normalmente têm diferentes limitações. Por exemplo, nem todos os canais de comunicação preservam a ordem das mensagens enviadas neles, ocasionando soluções que numeram mensagens. Outro exemplo são asdiferenças no tamanho máximo de uma mensagem que as redes podem transmitir. Isso ocasiona mecanismos para dividir, transmitir e depois juntar novamente as mensagens. Esse tópico geral é chamado de interligação deredes.

Quando as redes ficam muito grandes, novos problemas aparecem. As cidades podem ter engarrafamentos no trânsito, falta de números de telefone, e é fácil se perder pelas ruas. Muitas pessoas não têm esses problemas em sua própria vizinhança, mas a cidade inteira pode ser um grande problema. Os projetos que continuam a crescer bem enquanto a rede cresce são considerados escaláveis.

Uma terceira questão de projeto é a alocação de recursos. As redes oferecem um serviço aos hosts a partir de seus recursos subjacentes, como a capacidade de linhas de transmissão. Para fazer isso bem, elas precisam de mecanismos que dividem seus recursos de modo que um host não interfira muito em outro.

Muitos projetos compartilham a largura de banda da rede dinamicamente, de acordo com a necessidade dos hosts a curto prazo, ao invés de dar a cada host uma fração fixa da largura de banda, que ele pode ou não usar. Esse projeto é chamado multiplexação estatística, significando compartilhar com base nas estatísticas de demanda. Ele pode ser aplicado às camadas inferiores para um único enlace, nas camadas altas para uma rede ou mesmo em aplicações que usam a rede.

Uma questão de alocação que afeta cada nível é como impedir que um transmissor rápido envie uma quantidade excessiva de dados a um receptor mais lento. Normalmente, usa-se uma espécie de feedback do receptor para o transmissor. Esse tópico é chamado controle de fluxo. Às vezes, o problema é que a rede é sobrecarregada porque muitos computadores querem enviar muito tráfego e a rede não pode entregar tudo isso. A sobrecarga da rede é chamada congestionamento. Uma estratégia é que cada computador reduza sua demanda quando experimentar um congestionamento. Isso também pode ser usado em todas as camadas.

É interessante observar que a rede tem mais recursos a oferecer do que simplesmente largura de banda. Para usos como o transporte de vídeo ao vivo, a prontidão na entrega importa muito. A maioria das redes precisa oferecer serviço às aplicações que desejam essa entrega em tempo real ao mesmo tempo que oferece serviço a aplicações que desejam uma alta vazão. A qualidade de serviço é o nome dado aos mecanismos que reconciliam essas demandas concorrentes.

A última questão de projeto trata de proteger a rede, defendendo-a contra diferentes tipos de ameaças. Uma das ameaças que mencionamos anteriormente é a de bisbilhotagem nas comunicações. Mecanismos que oferecem confidencialidade defendem contra essa ameaça e são usados em várias camadas. Os mecanismos para autenticação impedem que alguém finja ser outra pessoa. Eles poderiam

ser usados para diferenciar websites falsos de um banco real, ou para permitir verificar se uma chamada da rede celular está realmente vindo de seu telefone, para que você pague a conta correta. Outros mecanismos para integridade impedem mudanças clandestinas nas mensagens, como alterar ‘debite US$ 10 da minha conta’ para ‘debite US$

1.000 da minha conta’. Todos esses projetos são baseados em criptografia, que estudaremos no Capítulo 8.

1.3.3 SERVIÇOS ORIENTADOS E NÃO ORIENTADOS A CONEXÕES

As camadas podem oferecer dois tipos diferentes de serviços às camadas situadas acima delas: serviços orientados a conexões e serviços não orientados a conexões. Nesta seção, examinaremos esses dois tipos de serviços e as diferenças entre eles.

O serviço orientado a conexões se baseia no sistema telefônico. Para falar com alguém, você tira o fone do gancho, digita o número, fala e, em seguida, desliga. Da mesma forma, para utilizar um serviço de rede orientado a conexões, primeiro o usuário do serviço estabelece uma conexão, a utiliza, e depois a libera. O aspecto essencial de uma conexão é que ela funciona como um tubo: o transmissor empurra objetos (bits) em uma extremidade, e esses objetos são recebidos pelo receptor na outra extremidade. Na maioria dos casos, a ordem é preservada, de forma que os bits chegam na sequência em que foram enviados.

Em alguns casos, quando uma conexão é estabelecida, o transmissor, o receptor e a sub-rede conduzem uma negociação sobre os parâmetros a serem usados, como o tamanho máximo das mensagens, a qualidade do servi ço exigida e outras questões. Em geral, um lado faz uma proposta e a outra parte pode aceitá-la, rejeitá-la ou fazer uma contraproposta. Um circuito é outro nome para uma conexão com recursos associados, como uma largura de banda fixa. Isso vem desde a rede telefônica, em que um circuito era um caminho pelo fio de cobre que transportava uma conversa telefônica.

Ao contrário do serviço orientado a conexões, o serviço não orientado a conexões se baseia no sistema postal. Cada mensagem (carta) carrega o endereço de destino completo e cada uma delas é roteada pelos nós intermediários através do sistema, independentemente de todas as outras. Existem diferentes nomes para mensagens em diferentes contextos; um pacoteé uma mensagem na camada de rede. Quando os nós intermediários recebem uma mensagem completa antes de enviá-la para o próximo nó, isso é chamado comutaçãostore-and-forward. A alternativa, em que a transmissão de uma mensagem em um nó começa antes de ser completamente recebida por ele, é chamada comutação cut-through. Normalmente, quando duas mensagens são enviadas ao mesmo destino, a primeira a ser enviada é a primeira a chegar. No entanto, é possível que a primeira mensagem a ser enviada esteja atrasada, de modo que a segunda chegue primeiro.

Cada tipo de serviço pode ser caracterizado por sua confiabilidade. Alguns serviços são confiáveis, no sentido de nunca perderem dados. Em geral, um serviço confiável é implementado para que o receptor confirme o recebimento de cada mensagem, de modo que o transmissor se certifique de que ela chegou. O processo de confirmação introduz overhead e atrasos, que normalmente compensam, mas às vezes são indesejáveis.

Uma situação típica em que um serviço orientado a conexões confiável é apropriado é a transferência de arquivos. O proprietário do arquivo deseja se certificar de que todos os bits chegaram corretamente e na mesma ordem em que foram enviados. São poucos os clientes de transferência de arquivos que preferem um serviço que ocasionalmente desorganiza ou perde alguns bits, mesmo que ele seja muito mais rápido.

O serviço orientado a conexões confiável tem duas variações secundárias: sequências de mensagens e fluxos de bytes. Na primeira variação, os limites das mensagens são preservados. Quando duas mensagens de 1.024 bytes são enviadas, elas chegam como duas mensagens distintas de

1.024 bytes, nunca como uma única mensagem de 2.048 bytes. Na segunda, a conexão é simplesmente um fluxo de bytes, sem limites de mensagem. Quando 2.048 bytes chegam ao receptor, não há como saber se eles foram enviados como uma mensagem de 2.048 bytes, duas mensagens de

1.024 bytes ou 2.048 mensagens de 1 byte. Se as páginas de um livro são enviadas por uma rede a uma fotocompositora como mensagens separadas, talvez seja importante preservar os limites da mensagem. Por outro lado, para baixar um filme de DVD, um fluxo de bytes do servidor para o computador do usuário é tudo o que é necessário. Os limites de mensagens dentro do filme não são relevantes.

Para algumas aplicações, os atrasos introduzidos pelas confirmações são inaceitáveis. Uma dessas aplicações é o tráfego de voz digital por Voice over IP (VoIP). Os usuários de telefone preferem ouvir um pouco de ruído na linha ou uma palavra truncada de vez em quando a experimentar um atraso para aguardar confirmações. O mesmo acontece durante a transmissão de uma conferência de vídeo; não haverá problema se aparecerem alguns pixels errados. No entanto, é irritante ver uma imagem parada enquanto o fluxo é interrompido e reiniciado para a correção de erros.

Nem todas as aplicações precisam do serviço orientado a conexões. Por exemplo, spammers enviam lixo eletrônico do serviço orientado a muitos destinatários. Provavelmente, o spammer não deseja enfrentar o problema de configurar e depois desfazer uma conexão apenas para enviar um item. Além disso, não será essencial uma entrega 100 por cento confiável, em especial se o custo for maior. É necessário apenas um modo de enviar uma única mensagem que tenha uma alta probabilidade de chegar, mas sem garantias. O ser-

viço não orientado a conexões não confiável (ou seja, sem confirmação) costuma ser chamado serviço de datagramas, em uma analogia com o serviço de telegramas, que também não oferece uma confirmação ao transmissor. Apesar de não ser confiável, essa é a forma dominante na maioria das redes, por motivos que adiante se tornarão mais claros.

Em outras situações, a conveniência de não ter de estabelecer uma conexão para enviar uma única mensagem curta é desejável, mas a confiabilidade é essencial. O serviço de datagramas confirmados pode ser oferecido para essas aplicações. Ele é semelhante a enviar uma carta registrada e solicitar um aviso de recebimento. Quando o aviso é devolvido, o transmissor fica absolutamente certo de que a carta foi entregue ao destinatário e não perdida ao longo do caminho. As mensagens de texto em telefones móveis são um exemplo.

Outro serviço é o de solicitação/resposta. Nele, o transmissor envia um único datagrama contendo uma solicitação; a resposta contém a réplica. A solicitação/resposta é em geral usada para implementar a comunicação no modelo cliente-servidor: o cliente emite uma solicitação e o servidor responde. Por exemplo, um cliente de telefone móvel poderia enviar uma consulta a um servidor de mapa para receber os dados de mapa para seu local atual. A Figura 1.14 resume os tipos de serviços descritos anteriormente.

O conceito de usar comunicação não confiável pode ser confuso a princípio. Afinal de contas, por que alguém iria preferir uma comunicação não confiável à comunicação confiável? Em primeiro lugar, a comunicação confiável (em nosso sentido, isto é, confirmada) pode não estar disponível em uma determinada camada. Por exemplo, a Ethernet não fornece comunicação confiável. Ocasionalmente, os pacotes podem ser danificados em trânsito. Cabe aos níveis mais altos do protocolo lidar com esse problema. Em particular, muitos serviços confiáveis são montados em cima de um serviço de datagrama não confiável. Em segundo lugar, os atrasos inerentes ao fornecimento de um serviço confiável podem ser inaceitáveis, em especial nas aplicações em tempo real, como as de multimídia. Por essas razões, coexistem tanto a comunicação confiável quanto a não confiável.

1.3.4 PRIMITIVAS DE SERVIÇO

Um serviço é especificado formalmente por um conjunto de primitivas (operações) disponíveis para que os processos do usuário acessem o serviço. Essas primitivas informam ao serviço que ele deve executar alguma ação ou relatar uma ação executada por uma entidade par. Se a pilha de protocolos estiver localizada no sistema operacional, como ocorre com frequência, as primitivas serão normalmente chamadas do sistema. Essas chamadas geram uma armadilha para o kernel, que então devolve o controle da máquina ao sistema operacional para enviar os pacotes necessários.

O conjunto de primitivas disponíveis depende da natureza do serviço que está sendo fornecido. As primitivas para um serviço orientado a conexões são diferentes das oferecidas em um serviço não orientado a conexões. Como um exemplo mínimo das primitivas de serviço que poderiam ser fornecidas para implementar um fluxo de bytes confiável, considere as primitivas listadas na Tabela 1.3. Elas serão familiares para os fãs do soquete de Berkeley, pois as primitivas são uma versão simplificada dessa interface.

Essas primitivas podem ser usadas para uma interação de solicitação/resposta em um ambiente cliente/servidor. Para ilustrar como, esboçamos um protocolo simples que implementa o serviço usando datagramas confirmados.

Primeiro, o servidor executa LISTEN para indicar que está preparado para aceitar conexões de entrada. Um caminho comum para implementar LISTEN é torná-la uma chamada de bloqueio do sistema. Depois de executar a primitiva, o processo servidor fica bloqueado até que surja uma solicitação de conexão.

Em seguida, o processo cliente executa CONNECT para estabelecer uma conexão com o servidor. A chamada CONNECT precisa especificar a quem se conectar; assim, ela poderia ter um parâmetro fornecendo o endereço do servidor. Então, em geral, o sistema operacional envia um pacote ao par solicitando que ele se conecte, como mostra o item na Figura 1.15. O processo cliente é suspenso até haver uma resposta.

Figura 1.14 | Seis diferentes tipos de serviço.

Primitiva	Significado
LISTEN	Bloco que espera por uma conexão de entrada
CONNECT	Estabelecer uma conexão com um par que está à espera
ACCEPT	Aceitar uma conexão de entrada de um par
RECEIVE	Bloco que espera por uma mensagem de entrada
SEND	Enviar uma mensagem ao par
DISCONNECT	Encerrar uma conexão

Tabela 1.3 | Seis primitivas de serviço para implementação de uma conexão simples.

Quando o pacote chega ao servidor, o sistema operacional vê que o pacote está solicitando uma conexão. Ele verifica se existe um ouvinte e, se houver, desbloqueia o ouvinte. O processo servidor pode, então, estabelecer uma conexão com a chamada ACCEPT. Isso envia de volta uma confirmação (2) ao processo cliente para aceitar a conexão. A chegada dessa resposta libera o cliente. Nesse momento, o cliente e o servidor estão em execução e têm uma conexão estabelecida entre eles.

A analogia óbvia entre esse protocolo e a vida real ocorre quando um consumidor (cliente) liga para o gerente do serviço de atendimento ao consumidor de uma empresa. No início do dia, o gerente de serviço inicia a sequência ficando próximo ao telefone para atendê-lo caso ele toque. Mais tarde, o cliente efetua a chamada. Quando o gerente levanta o fone do gancho, a conexão é estabelecida.

A próxima etapa é a execução de RECEIVE pelo servidor, a fim de se preparar para aceitar a primeira solicitação. Normalmente, o servidor faz isso imediatamente após ser liberado de LISTEN, antes de a confirmação poder retornar ao cliente. A chamada de RECEIVE bloqueia o servidor.

Depois, o cliente executa SEND para transmitir sua solicitação (3), seguida pela execução de RECEIVE para receber a resposta. A chegada do pacote de solicitação à máqui na servidora desbloqueia o processo servidor, para que ele possa processar a solicitação. Depois de terminar o trabalho, ele utiliza SEND para enviar a resposta ao cliente (4). A chegada desse pacote desbloqueia o cliente, que agora pode examinar a resposta. Se tiver solicitações adicionais, o cliente poderá fazê-las nesse momento.

Ao terminar, ele utiliza DISCONNECT para encerrar a conexão (5). Em geral, uma DISCONNECT inicial é uma chamada de bloqueio, suspendendo o cliente e enviando um pacote ao servidor para informar que a conexão não é mais necessária. Quando o servidor recebe o pacote, ele próprio também emite uma DISCONNECT, confirmando o pacote do cliente e liberando a conexão (6). Quando o pacote do servidor retorna à máquina cliente, o processo cliente é liberado e a conexão é interrompida. Em resumo, é assim que funciona a comunicação orientada a conexões.

É claro que a vida não é tão simples assim. Muitos detalhes podem dar errado. O sincronismo pode estar incorreto (por exemplo, CONNECT ser executada antes de LISTEN), os pacotes podem ser perdidos e muito mais. Examinaremos todas essas questões com muitos detalhes mais adiante; porém, por enquanto, a Figura 1.15 resume o funcionamento possível de uma comunicação cliente-servidor com datagramas confirmados, de modo que podemos ignorar os pacotes perdidos.

Considerando-se que são necessários seis pacotes para completar esse protocolo, alguém poderia pergun tar por que não é utilizado um protocolo não orientado a conexões. A resposta é que, em um mundo perfeito, esse tipo de protocolo poderia ser usado e, nesse caso, seriam necessários apenas dois pacotes: um para a solicitação e outro para a resposta. Entretanto, em face de mensagens extensas em qualquer sentido (por exemplo, um arquivo com vários megabytes), erros de transmissão e pacotes perdidos, a situação muda. Se a resposta consistisse em centenas de pacotes, alguns dos quais pudessem se

Figura 1.15 | Uma interação cliente-servidor simples, usando datagramas confirmados.

perder durante a transmissão, como o cliente saberia que alguns fragmentos se perderam? Como o cliente saberia que o último pacote recebido foi, de fato, o último pacote enviado? Suponha que o cliente quisesse um segundo arquivo. Como ele poderia distinguir o pacote 1 do segundo arquivo de um pacote 1 perdido do primeiro arquivo que repentinamente tivesse encontrado o caminho até o cliente? Em resumo, no mundo real, um simples protocolo de solicitação/resposta sobre uma rede não confiável normalmente é inadequado. No Capítulo 3, estudaremos em detalhes uma variedade de protocolos que superam esses e outros problemas. Por enquanto, basta dizer que às vezes ter um fluxo de bytes confiável e ordenado entre processos é muito conveniente.

1.3.5 RELACIONAMENTO ENTRE SERVIÇOS E PROTOCOLOS

Serviços e protocolos são conceitos diferentes. Essa distinção é tão importante que vamos enfatizá-la mais uma vez. Um serviço é um conjunto de primitivas (operações) que uma camada oferece à camada situada acima dela. O serviço define as operações que a camada está preparada para executar em nome de seus usuários, mas não informa absolutamente nada sobre como essas operações são implementadas. Um serviço se relaciona a uma interface entre duas camadas, sendo a camada inferior o fornecedor do serviço e a camada superior, o usuário do serviço.

Ao contrário, o protocolo é um conjunto de regras que controla o formato e o significado dos pacotes ou mensagens que são trocadas pelas entidades pares contidas em uma camada. As entidades utilizam protocolos com a finalidade de implementar suas definições de serviço. Elas têm a liberdade de trocar seus protocolos, desde que não alterem o serviço visível para seus usuários. Portanto, o serviço e o protocolo são independentes um do outro. Esse é um conceito fundamental, que qualquer projetista de rede precisa entender bem.

Em outras palavras, os serviços estão relacionados às interfaces entre camadas, como ilustra a Figura 1.16. Por outro lado, os protocolos se relacionam aos pacotes enviados entre entidades pares em máquinas diferentes. É importante não confundir esses dois conceitos.

Figura 1.16 | Relacionamento entre um serviço e um protocolo.

Vale a pena fazer uma analogia com as linguagens de programação. Um serviço é como um objeto ou um tipo de dados abstrato em uma linguagem orientada a objetos. Ele define as operações que podem ser executadas sobre um objeto, mas não especifica como essas operações são implementadas. Em contraste, um protocolo se refere à implementação do serviço e, consequentemente, não é visível ao usuário do serviço.

Muitos protocolos mais antigos não distinguiam entre o serviço e o protocolo. Na prática, uma camada normal poderia ter uma primitiva de serviço send packet, com o usuário fornecendo um ponteiro para um pacote totalmente montado. Essa organização significava que todas as mudanças no protocolo ficavam imediatamente visíveis para os usuários. Hoje, a maioria dos projetistas de redes considera tal projeto um sério equívoco.

1.4 MODELOS DE REFERÊNCIA

Depois de discutirmos o conceito de redes em camadas em termos abstratos, vamos ver alguns exemplos. Nas duas seções a seguir, examinaremos duas importantes arquiteturas de rede: os modelos de referência OSI e TCP/IP. Embora os protocolos associados ao modelo OSI raramente sejam usados nos dias de hoje, o modelo em si é de fato bastante geral e ainda válido, e as características descritas em cada camada ainda são muito importantes. O modelo TCP/ IP tem características opostas: o modelo propriamente dito não é muito utilizado, mas os protocolos são bastante utilizados. Por essa razão, examinaremos ambos em detalhes. Além disso, às vezes é possível aprender mais com os erros do que com os acertos.

1.4.1 O MODELO DE REFERÊNCIA OSI

O modelo OSI (exceto o meio físico) é representado na Figura 1.17. Esse modelo se baseia em uma proposta desenvolvida pela ISO (International Standards Organization) como um primeiro passo em direção à padronização internacional dos protocolos usados nas várias camadas (Day e Zimmermann, 1983). Ele foi revisado em 1995 (Day, 1995). O modelo se chama ModelodeReferência ISOOSI(OpenSystemsInterconnection), pois ele trata da interconexão de sistemas abertos — ou seja, sistemas abertos à comunicação com outros sistemas. Para abreviar, vamos chamá-lo simplesmente de modeloOSI.

O modelo OSI tem sete camadas. Veja, a seguir, um resumo dos princípios aplicados para chegar às sete camadas.

1 Uma camada deve ser criada onde houver necessidade de outro grau de abstração.

2 Cada camada deve executar uma função bem definida.

Figura 1.17 | O modelo de referência OSI.

3 A função de cada camada deve ser escolhida tendo em vista a definição de protocolos padronizados internacionalmente.

4 Os limites de camadas devem ser escolhidos para minimizar o fluxo de informações pelas interfaces.

5 O número de camadas deve ser grande o bastante para que funções distintas não precisem ser desnecessariamente colocadas na mesma camada e pequeno o suficiente para que a arquitetura não se torne difícil de controlar.

Em seguida, discutiremos cada uma das camadas do modelo, começando pela camada inferior. Observe que o modelo OSI propriamente dito não é uma arquitetura de rede, pois não especifica os serviços e protocolos exatos que devem ser usados em cada camada. Ele apenas informa o que cada camada deve fazer. No entanto, a ISO também produziu padrões para todas as camadas, embora esses padrões não façam parte do próprio modelo de referência. Cada um foi publicado como um padrão internacional distinto. O modelo (em parte) é bastante utilizado, embora os protocolos associados há muito tempo tenham sido deixados de lado.

A camada física

A camada física trata da transmissão de bits normais por um canal de comunicação. O projeto da rede deve garantir que, quando um lado enviar um bit 1, o outro lado o receberá como um bit 1, não como um bit 0. As questões mais comuns aqui são quais os sinais elétricos que devem ser usados para representar um bit 1 e um bit 0, a quantidade de nanossegundos que um bit deve durar, se a transmissão pode ou não ser realizada simultaneamente nos dois sentidos, a forma como a conexão inicial será estabelecida e de que maneira ela será encerrada quando ambos os lados tiverem terminado, e ainda quantos pinos o conector de rede terá e qual será a finalidade de cada pino. Nessa situação, as questões de projeto lidam em grande parte com interfaces mecânicas, elétricas e de sincronização, e com o meio físico de transmissão que se situa abaixo da camada física.

A camada de enlace de dados

A principal tarefa da camada de enlace de dados é transformar um canal de transmissão normal em uma linha que pareça livre de erros de transmissão. Para fazer isso, a camada de enlace mascara os erros reais, de modo

que a camada de rede não os veja. Isso é executado fazendo com que o transmissor divida os dados de entrada em quadros de dados (que, em geral, têm algumas centenas ou alguns milhares de bytes) e transmita os quadros sequencialmente. Se o serviço for confiável, o receptor confirmará a recepção correta de cada quadro, enviando de volta um quadro deconfirmação.

Outra questão que surge na camada de enlace de dados (e na maioria das camadas mais altas) é como impedir que um transmissor rápido envie uma quantidade excessiva de dados a um receptor lento. Normalmente, é preciso que haja algum mecanismo que regule o tráfego para informar ao transmissor quando o receptor pode aceitar mais dados.

As redes de broadcast têm uma questão adicional a ser resolvida na camada de enlace de dados: como controlar o acesso ao canal compartilhado. Uma subcamada especial da camada de enlace de dados, a subcamada de controle de acesso ao meio, trata desse problema.

A camada de rede

A camada de rede controla a operação da sub-rede. Uma questão fundamental de projeto é determinar a maneira como os pacotes são roteados da origem até o destino. As rotas podem se basear em tabelas estáticas, ‘amarradas’ à rede e raramente alteradas, ou frequentemente podem ser atualizadas de forma automática, para evitar componentes defeituosos. Elas também podem ser determinadas no início de cada conversação; por exemplo, uma sessão de terminal, como um login em uma máquina remota. Por fim, elas podem ser altamente dinâmicas, sendo determinadas para cada pacote, refletindo a carga atual da rede.

Se houver muitos pacotes na sub-rede ao mesmo tempo, eles dividirão o mesmo caminho, formando gargalos. A responsabilidade pelo controle desse congestionamento também pertence à camada de rede, em conjunto com as camadas mais altas, que adaptam a carga imposta sobre a rede. De modo mais geral, a qualidade do serviço fornecido (atraso, tempo em trânsito, instabilidade etc.) também é uma questão da camada de rede.

Quando um pacote precisa trafegar de uma rede para outra até chegar a seu destino, podem surgir muitos problemas. O endereçamento utilizado pela segunda rede pode ser diferente do que é usado pela primeira. Talvez a segunda rede não aceite o pacote por ele ser muito grande. Os protocolos podem ser diferentes e assim por diante. Cabe à camada de rede superar todos esses problemas, a fim de permitir que redes heterogêneas sejam interconectadas.

Nas redes de broadcast, o problema de roteamento é simples e, assim, a camada de rede geralmente é estreita, ou mesmo inexistente.

A camada de transporte

A função básica da camada de transporte é aceitar dados da camada acima dela, dividi-los em unidades menores, se for preciso, repassar essas unidades à camada de rede e garantir que todos os fragmentos chegarão corretamente à outra extremidade. Além do mais, tudo isso deve ser feito com eficiência e de forma que as camadas superiores fiquem isoladas das inevitáveis mudanças na tecnologia de hardware com o passar do tempo.

A camada de transporte também determina que tipo de serviço deve ser fornecido à camada de sessão e, por fim, aos usuários da rede. O tipo mais popular de conexão de transporte é um canal ponto a ponto livre de erros que entrega mensagens ou bytes na ordem em que eles foram enviados. No entanto, outros possíveis tipos de serviço de transporte são as mensagens isoladas sem nenhuma garantia relativa à ordem de entrega e à propagação de mensagens para múltiplos destinos. O tipo de serviço é determinado quando a conexão é estabelecida. (Observe que é impossível conseguir um canal livre de erros; o que as pessoas realmente entendem por essa expressão é que a taxa de erros é baixa o suficiente para ser ignorada na prática.)

A camada de transporte é uma verdadeira camada de ponta a ponta, que liga a origem ao destino. Em outras palavras, um programa na máquina de origem mantém uma conversação com um programa semelhante instalado na máquina de destino, utilizando os cabeçalhos de mensagens e as mensagens de controle. Nas camadas inferiores, os protocolos são trocados entre cada uma das máquinas e seus vizinhos imediatos, e não entre as máquinas de origem e de destino, que podem estar separadas por muitos roteadores. A diferença entre as camadas 1 a 3, que são encadeadas, e as camadas 4 a 7, que são camadas de ponta a ponta, é ilustrada na Figura 1.17.

A camada de sessão

A camada de sessão permite que os usuários em diferentes máquinas estabeleçam sessõesdecomunicação entre eles. Uma sessão oferece diversos serviços, inclusive o controle de diálogo (mantendo o controle de quem deve transmitir em cada momento), o gerenciamento de tokens (impedindo que duas partes tentem executar a mesma operação crítica ao mesmo tempo) e a sincronização(realizando a verificação periódica de longas transmissões para permitir que elas continuem a partir do ponto em que estavam ao ocorrer uma falha e a subsequente recuperação).

A camada de apresentação

Diferente das camadas mais baixas, que se preocupam principalmente com a movimentação de bits, a camada de apresentação está relacionada à sintaxe e à semântica das informações transmitidas. Para tornar possível a comunicação entre computadores com diferentes representações

internas dos dados, as estruturas de dados a serem trocadas podem ser definidas de maneira abstrata, com uma codificação padrão que será usada durante a conexão. A camada de apresentação gerencia essas estruturas de dados abstratas e permite a definição e o intercâmbio de estruturas de dados de nível mais alto (por exemplo, registros bancários).

a camada de aplicação

A camada de aplicação contém uma série de protocolos comumente necessários para os usuários. Um protocolo de aplicação amplamente utilizado é o HTTP(HyperText Transfer Protocol), que constitui a base da World Wide Web. Quando um navegador deseja uma página Web, ele envia o nome da página desejada ao servidor que hospeda a página, utilizando o HTTP. O servidor, então, transmite a página ao navegador. Outros protocolos de aplicação são usados para transferências de arquivos, correio eletrônico e transmissão de notícias pela rede.

1.4.2 O MODELO DE REFERÊNCIA TCP/IP

Vamos deixar de lado o modelo de referência OSI e passar ao modelo de referência usado na ‘avó’ de todas as redes de computadores a longa distância, a ARPANET, e sua sucessora, a Internet mundial. Embora tenhamos deixado para depois a apresentação da história da ARPANET, agora será de grande utilidade entender alguns de seus principais aspectos. A ARPANET era uma rede de pesquisa patrocinada pelo Departamento de Defesa dos Estados Unidos (DoD). Pouco a pouco, centenas de universidades e repartições públicas foram conectadas, usando linhas telefônicas dedicadas. Mais tarde, quando foram criadas as redes de rádio e satélite, os protocolos existentes começaram a ter problemas de interligação com elas, o que forçou a criação de uma nova arquitetura de referência. Desse modo, quase desde o início, a capacidade para conectar várias redes de maneira uniforme foi um dos principais objetivos do projeto. Essa arquitetura posteriormente ficou conhecida como modelo de referência TCP/IP, graças a seus dois principais protocolos. Esse modelo foi definido pela primeira vez em Cerf e Kahn (1974), depois melhorado e definido comoum padrão na comunidade da Internet (Braden, 1989). A filosofia de projeto na qual se baseia o modelo é discutida em Clark (1988).

Diante da preocupação do Departamento de Defesa dos Estados Unidos de que seus preciosos hosts, roteadores e gateways de interconexão de redes fossem destruídos de uma hora para outra por um ataque da então União Soviética, outro objetivo principal foi que a rede fosse ser capaz de sobreviver à perda do hardware de sub-redes, sem que as conversações existentes fossem interrompidas. Em outras palavras, o Departamento de Defesa queria que as conexões permanecessem intactas enquanto as máquinas de origem e de destino estivessem funcionando, mesmo que algumas máquinas ou linhas de transmissão intermediárias deixassem de operar repentinamente. Além disso, como eram visadas aplicações com requisitos divergentes, desde a transferência de arquivos e a transmissão de dados de voz em tempo real, era necessária uma arquitetura flexível.

A camada de enlace

Todas essas necessidades levaram à escolha de uma rede de comutação de pacotes baseada em uma camada de interligação de redes com serviço não orientado a conexões, passando por diferentes topologias de redes. A camada de enlace, a mais baixa no modelo, descreve o que os enlaces como linhas seriais e a Ethernet clássica precisam fazer para cumprir os requisitos dessa camada de interconexão com serviço não orientado a conexões. Ela não é uma camada propriamente dita, no sentido normal do termo, mas uma interface entre os hosts e os enlaces de transmissão. O material inicial sobre o modelo TCP/IP tem pouco a dizer sobre ela.

A camada internet (camada de rede)

A camada internet integra toda a arquitetura, mantendo-a unida. Ela aparece na Figura 1.18 como uma correspondência aproximada com o modelo de rede OSI. Sua tarefa é permitir que os hosts injetem pacotes em qualquer rede e garantir que eles trafegarão independentemente até o destino (talvez em uma rede diferente). Eles podem che-

Figura 1.17 | O modelo de referência TCP/IP.

gar até mesmo em uma ordem diferente daquela em que foram enviados, obrigando as camadas superiores a reorganizá-los, caso a entrega em ordem seja desejável. Observe que o termo internet (rede interligada) é usado aqui em um sentido genérico, embora essa camada esteja presente na Internet.

A analogia usada nesse caso diz respeito ao sistema de correio (convencional). Uma pessoa pode deixar uma sequência de cartas internacionais em uma caixa de correio em um país e, com um pouco de sorte, a maioria delas será entregue no endereço correto no país de destino. Provavelmente, as cartas atravessarão um ou mais centros de triagem de correio internacionais ao longo do caminho, mas isso é transparente para os usuários. Além disso, o fato de cada país (ou seja, cada rede) ter seus próprios selos, tamanhos de envelope preferidos e regras de entrega fica oculto dos usuários.

A camada internet define um formato de pacote oficial e um protocolo chamado IP (Internet Protocol), mais um protocolo que o acompanha, chamado ICMP (Internet Control Message Protocol). A tarefa da camada internet é entregar pacotes IP onde eles são necessários. O roteamento de pacotes claramente é uma questão de grande importância nessa camada, assim como o congestionamento (embora o IP não seja eficaz para evitar o congestionamento).

A camada de transporte

No modelo TCP/IP, a camada localizada acima da camada internet agora é chamada camada de transporte. A finalidade dessa camada é permitir que as entidades pares dos hosts de origem e de destino mantenham uma conversação, exatamente como acontece na camada de transporte OSI. Dois protocolos de ponta a ponta foram definidos aqui. O primeiro deles, o protocolo de controle de transmissão, ou TCP (Transmission Control Protocol), é um protocolo orientado a conexões confiável que permite a entrega sem erros de um fluxo de bytes originário de uma determinada máquina em qualquer computador da internet. Esse protocolo fragmenta o fluxo de bytes de entrada em mensagens discretas e passa cada uma delas para a camada internet. No destino, o processo TCP receptor volta a montar as mensagens recebidas no fluxo de saída. O TCP também cuida do controle de fluxo, impedindo que um transmissor rápido sobrecarregue um receptor lento com um volume de mensagens maior do que ele pode manipular.

O segundo protocolo nessa camada, o protocolo de datagrama do usuário, ou UDP (User Datagram Protocol), é um protocolo sem conexões, não confiável, para aplicações que não desejam a sequência ou o controle de fluxo do TCP, e que desejam oferecer seu próprio controle. Ele é muito usado para consultas isoladas, com solicitação e resposta, tipo cliente-servidor, e aplicações em que a entrega imediata é mais importante do que a entrega precisa, como na transmissão de voz ou vídeo. A relação entre IP, TCP e UDP é ilustrada na Figura 1.19. Desde que o modelo foi desenvolvido, o IP tem sido implementado em muitas outras redes.

A camada de aplicação

O modelo TCP/IP não tem as camadas de sessão ou de apresentação. Não foi percebida qualquer necessidade para elas. Ao invés disso, as aplicações simplesmente incluem quaisquer funções de sessão e apresentação que forem necessárias. A experiência com o modelo OSI demonstrou que essa visão está correta: elas são pouco usadas na maioria das aplicações.

Acima da camada de transporte, encontramos a camada de aplicação. Ela contém todos os protocolos de nível mais alto. Dentre eles estão o protocolo de terminal virtual (TELNET), o protocolo de transferência de arquivos (FTP) e o protocolo de correio eletrônico (SMTP). Muitos outros protocolos foram incluídos no decorrer dos anos. Alguns dos mais importantes que estudaremos, mostrados na Figura 1.19, incluem o DNS (Domain Name Service), que mapeia os nomes de hosts para seus respectivos endereços da camada de rede (Internet), o HTTP, protocolo usado para buscar páginas na World Wide Web, e o RTP, protocolo para entregar mídia em tempo real, como voz ou vídeo.

Figura 1.19 | O modelo TCP/IP com alguns protocolos que estudaremos.

1.4.3 O MODELO DE DADOS USADO NESTE LIVRO

Conforme dissemos, o ponto forte do modelo de referência OSI é o modelo propriamente dito (menos as camadas de apresentação e sessão), que provou ser excepcionalmente útil para a discussão de redes de computadores. Por outro lado, o ponto forte do modelo de referência TCP/IP são os protocolos, que têm sido bastante utilizados há muitos anos. Como os cientistas da computação gostam de ter seu bolo e comê-lo também, usaremos o modelo híbrido da Figura 1.20 como base para este livro.

Esse modelo tem cinco camadas, partindo da camada física e subindo pelas camadas de enlace, rede e transporte, até chegar à camada de aplicação. A camada física especifica como transmitir os bits por diferentes tipos de mídia como sinais elétricos (ou outro semelhante). A camada de enlace trata de como enviar mensagens de tamanho definido entre computadores diretamente conectados, com níveis de confiabilidade especificados. Ethernet e 802.11 são exemplos de padrões da camada de enlace.

A camada de rede cuida de como combinar vários enlaces nas redes, e redes de redes em internets, de modo a enviar pacotes entre computadores distantes. Isso inclui a tarefa de localizar o caminho pelo qual os pacotes serão enviados. O IP é o principal exemplo de protocolo que estudaremos para essa camada. A camada de transporte fortalece as garantias de entrega da camada de rede, normalmente com maior confiabilidade, e oferece abstrações de entrega, como um fluxo de bytes confiável, que correspondem às necessidades das diferentes aplicações. O TCP é um exemplo importante de protocolo da camada de transporte.

Por fim, a camada de aplicação contém programas que utilizam a rede. Muitas aplicações de rede, mas não todas, possuem interfaces com o usuário, como um navegador Web. Contudo, nossa preocupação é com a parte do programa que usa a rede. No caso do navegador Web, esse é o protocolo HTTP. Também existem programas de suporte importantes na camada de aplicação, como o DNS, que são usados por muitas aplicações.

Nossa sequência de capítulos é baseada nesse modelo. Dessa forma, mantemos o valor do modelo OSI para entender as arquiteturas de rede, mas nos concentramos principalmente nos protocolos que são importantes na prática, do TCP/IP e protocolos relacionados, aos mais novos como os padrões 802.11, SONET e Bluetooth.

Figura 1.20 | O modelo de referência usado neste livro.

1.4.4 UMA COMPARAÇÃO ENTRE OS MODELOS DE REFERÊNCIA OSI E TCP/IP

Os modelos de referência OSI e TCP/IP têm muito em comum. Ambos se baseiam no conceito de uma pilha de protocolos independentes. Além disso, as camadas têm praticamente as mesmas funcionalidades. Por exemplo, em ambos os modelos estão presentes as camadas que englobam até a camada de transporte para oferecer um serviço de transporte de ponta a ponta, independente da rede, a processos que desejam se comunicar. Essas camadas formam o provedor de transporte. Mais uma vez, em ambos os modelos, as camadas acima da camada de transporte dizem respeito às aplicações que fazem uso do serviço de transporte.

Apesar dessas semelhanças fundamentais, os dois modelos também têm muitas diferenças. Nesta seção, vamos nos deter nas principais diferenças existentes entre os dois modelos de referência. É importante notar que estamos comparando os modelos de referência, não as pilhas de protocolos correspondentes. Os protocolos propriamente ditos serão discutidos em seguida. Para examinar as semelhanças e as diferenças entre o TCP/IP e o OSI, consulte Piscitello e Chapin (1993).

O modelo OSI tem três conceitos fundamentais:

1. Serviços.

2. Interfaces.

3. Protocolos.

Provavelmente a maior contribuição do modelo OSI seja tornar explícita a distinção entre esses três conceitos. Cada camada executa alguns serviços para a camada acima dela. A definição do serviço informa o que a camada faz, e não a forma como as entidades acima dela a acessam ou como a camada funciona. Essa definição estabelece a semântica da camada.

A interface de uma camada informa como os processos acima dela podem acessá-la. Também especifica quais são os parâmetros e os resultados a serem esperados. Ela também não revela o funcionamento interno da camada.

Finalmente, os protocolos utilizados em uma camada são de responsabilidade dessa camada. Esta pode usar os protocolos que quiser, desde que realize o trabalho (ou seja, forneça os serviços oferecidos). Ela também pode alterar esses protocolos sem influenciar o software das camadas superiores.

Essas ideias se adaptam perfeitamente aos novos conceitos da programação orientada a objetos. Um objeto, assim como uma camada, tem um conjunto de métodos (operações) que os processos externos ao objeto podem invocar. A semântica desses métodos define o conjunto de serviços que o objeto oferece. Os parâmetros dos métodos e os resultados deles formam a interface do objeto. O código interno do objeto é seu protocolo, que não é visível nem interessa aos elementos fora do objeto.

Originalmente, o modelo TCP/IP não distinguia com clareza a diferença entre serviços, interface e protocolo, embora as pessoas tenham tentado deixá-lo mais parecido com o modelo OSI. Por exemplo, os únicos serviços reais oferecidos pela camada de rede interligada (Internet) são send ip packet (enviar pacote IP) e receive ip packet (receber pacote IP). Por conseguinte, os protocolos no modelo OSI são mais bem encapsulados que os do modelo TCP/IP e podem ser alterados com relativa facilidade, conforme a tecnologia muda. Um dos principais objetivos das diversas camadas de protocolos é permitir a realização transparente dessas alterações.

O modelo de referência OSI foi concebido antes de os protocolos correspondentes terem sido criados. Isso significa que o modelo não teve influência de um determinado conjunto de protocolos, o que o deixou bastante genérico. A desvantagem dessa ordenação foi que os projetistas não tinham muita experiência no assunto nem muita noção sobre a funcionalidade que deveria ser incluída em cada camada.

Por exemplo, a camada de enlace de dados lidava originalmente com redes ponto a ponto. Quando surgiram as redes de broadcast, foi preciso criar uma nova subcamada no modelo. Além disso, quando as pessoas começaram a criar redes reais com base no modelo OSI e nos protocolos existentes, descobriu-se que essas redes não eram compatíveis com as especificações de serviço exigidas (que maravilha), de modo que foi necessário enxertar no modelo subcamadas de convergência que permitissem atenuar as diferenças. Por fim, como o comitê acreditava que cada país teria uma rede controlada pelo governo e baseada nos protocolos OSI, não se preocupou com as conexões entre as redes. Para encurtar a história: na prática, as coisas aconteceram de maneira muito diferente da teoria.

Com o TCP/IP, ocorreu exatamente o contrário: como os protocolos vieram primeiro, o modelo realmente foi criado como uma descrição dos protocolos existentes. Não houve problemas para os protocolos serem adaptados ao modelo. Eles se encaixaram perfeitamente. O único problema foi o fato de o modelo não se adaptar a outras pilhas de protocolos. Consequentemente, ele não tinha muita utilidade para descrever outras redes que não faziam uso do protocolo TCP/IP.

Deixando a filosofia de lado e entrando em questões mais específicas, uma diferença óbvia entre os dois modelos está no número de camadas: o modelo OSI tem sete camadas e o TCP/IP tem quatro. Ambos têm as camadas de rede, transporte e aplicação, mas as outras são diferentes.

Outra diferença está na área da comunicação não orientada a conexões versus comunicação orientada a conexões. Na camada de rede, o modelo OSI é compatível com a comunicação não orientada a conexões e com a comunicação orientada a conexões; no entanto, na cama-

da de transporte, o modelo aceita apenas a comunicação orientada a conexões, onde de fato ela é mais importante (pois o serviço de transporte é visível para os usuários). O modelo TCP/IP só tem um modo de operação na camada de rede (não orientado a conexões), mas aceita ambos os modos na camada de transporte, oferecendo aos usuários a possibilidade de escolha. Essa escolha é especialmen te importante para os protocolos simples de solicitação/ resposta.

1.4.5 UMA CRÍTICA AOS PROTOCOLOS E AO MODELO OSI

Nem o modelo OSI e seus respectivos protocolos nem o modelo TCP/IP e seus respectivos protocolos são perfeitos. Os dois podem ser e têm sido alvo de uma série de críticas. Nesta seção e na próxima, examinaremos algumas delas. Começaremos pelo modelo OSI e, em seguida, examinaremos o TCP/IP.

Na época em que a segunda edição americana deste livro foi publicada (1989), muitos especialistas tinham a impressão de que os protocolos e o modelo OSI controlariam o mundo e atropelariam tudo o que se pusesse em seu caminho. Isso não aconteceu. Por quê? Vale a pena fazer uma revisão de algumas razões, que podem ser resumidas da seguinte maneira:

1. Momento ruim.

2. Tecnologia ruim.

3. Implementações 4. ruins.

4. Política ruim.

Momento ruim

Vamos começar pelo problema mais importante: momento ruim. O momento em que um padrão é estabelecido é de fundamental importância para seu sucesso. David Clark, do MIT, tem uma teoria sobre os padrões, que ele chama o apocalipse dos dois elefantes, ilustrada na Figura 1.21.

Essa figura mostra o volume de atividades relacionadas a um novo assunto. Quando o assunto é descoberto, há uma grande atividade de pesquisa, em forma de discussões, artigos e reuniões. Após algum tempo dessa atividade inicial, as empresas descobrem o assunto e tem início a onda de bilhões de dólares em investimentos.

É essencial que os padrões sejam desenvolvidos entre os dois ‘elefantes’. Se eles forem desenvolvidos muito cedo, antes de a pesquisa ser concluída, o assunto poderá não estar devidamente compreendido; o resultado é um padrão ruim. Se eles forem desenvolvidos muito tarde, muitas empresas talvez já tenham feito investimentos maciços para descobrir maneiras diferentes de tirar proveito dessa nova tecnologia e, portanto, os padrões serão efetivamente ignorados. Se o intervalo entre os dois elefantes for muito curto (porque todos estão apressados para começar), a equipe de desenvolvimento dos padrões poderá ser esmagada.

Figura 1.21 | O apocalipse dos dois elefantes.

Hoje se sabe que os protocolos do padrão OSI foram esmagados. Os protocolos TCP/IP concorrentes já estavam sendo amplamente utilizados nas universidades de pesquisa na época em que apareceram os protocolos OSI. Antes mesmo do início da onda de investimentos de bilhões de dólares, o mercado acadêmico já era suficientemente grande, e muitos fabricantes começaram a oferecer produtos TCP/IP, apesar de estarem cautelosos. Quando o OSI surgiu, eles não estavam dispostos a investir em uma segunda pilha de protocolos enquanto não fossem forçados a isso, daí não ter havido ofertas iniciais no mercado. Com todas as empresas aguardando que alguém desse o primeiro passo, nenhuma empresa o iniciou, e o OSI nunca aconteceu.

Tecnologia ruim

A segunda razão para que o OSI não vingasse estava nas falhas do modelo e dos protocolos. A escolha de sete camadas foi mais política do que técnica, e duas camadas (a de sessão e a de apresentação) estão praticamente vazias, enquanto duas outras (a de enlace de dados e a de rede) se encontram sobrecarregadas.

O modelo OSI, com os protocolos e as definições de serviços inter-relacionados, é extraordinariamente complexo. Quando empilhados, os padrões impressos chegam a quase um metro de altura. Além disso, eles são de difícil implementação e sua operação não é nada eficiente. Nesse contexto, vale a pena lembrar o enigma proposto por Paul Mockapetris e citado em Rose (1993):

P: O que você vê quando encontra um mafioso que adota um padrão internacional?

R: Alguém que lhe faz uma oferta que você não consegue entender.

Além de ser incompreensível, outro problema com o OSI é que algumas funções, como endereçamento e controle de fluxo e de erros, aparecem repetidamente em cada camada. Por exemplo, Saltzer et al. (1984) lembraram que, para ser eficaz, o controle de erros deve ser feito na camada mais alta, de modo que sua repetição em cada uma das camadas inferiores é desnecessária e ineficiente.

Implementações ruins

Em virtude da enorme complexidade do modelo e dos protocolos, ninguém ficou surpreso com o fato de as implementações iniciais serem lentas, pesadas e gigantescas. Todas as pessoas que as experimentaram saíram chamuscadas. Não demorou muito para que elas associassem ‘OSI’ a ‘baixa qualidade’. A imagem resistiu inclusive às significativas melhorias a que os produtos foram submetidos com o decorrer do tempo.

Por outro lado, uma das primeiras implementações do TCP/IP fazia parte do UNIX de Berkeley e era muito boa (sem contar que era gratuita). As pessoas começaram a usá-la rapidamente, criando, assim, uma grande comunidade de usuários que, por sua vez, estimulou novas melhorias, que levaram a uma comunidade ainda maior. Nesse caso, a espiral foi claramente ascendente, não descendente.

Política ruim

Em decorrência da implementação inicial, muitas pessoas, em particular no universo acadêmico, pensaram que o TCP/IP era parte do UNIX e, na década de 1980, as universidades tinham verdadeira adoração pelo UNIX.

Por outro lado, o OSI era considerado uma criação dos ministérios de telecomunicações europeus, da Comunidade Europeia e, mais tarde, do governo dos Estados Unidos. Essa crença só era verdadeira em parte, mas a ideia de um punhado de burocratas tentando empurrar um padrão tecnicamente inferior pela garganta dos pobres pesquisadores e programadores que de fato trabalhavam no desenvolvimento de redes de computadores não foi de muita ajuda à causa do OSI. Algumas pessoas viram nesse desenvolvimento a repetição de um episódio da década de 1960, quando a IBM anunciou que a PL/I era a linguagem do futuro; mais tarde, essa afirmação foi desmentida pelo Departamento de Defesa dos Estados Unidos, que afirmou que a linguagem do futuro seria a Ada.

1.4.6 UMA CRÍTICA AO MODELO DE REFERÊNCIA TCP/IP

Os protocolos e o modelo TCP/IP também tiveram os seus problemas. Em primeiro lugar, o modelo não diferencia com a clareza necessária os conceitos de serviço, interface e protocolo. A boa prática da engenharia de software exige uma diferenciação entre especificação e implementação, algo que o OSI faz com muito cuidado, ao contrário do TCP/IP. Consequentemente, o modelo TCP/IP não é o melhor dos guias para a criação de novas redes com base em novas tecnologias.

Em segundo lugar, o modelo TCP/IP não é nada abrangente e não consegue descrever outras pilhas de protocolos que não a pilha TCP/IP. Por exemplo, seria praticamente impossível tentar descrever o Bluetooth usando esse modelo.

Terceiro, a camada host/rede não é realmente uma camada no sentido em que o termo é usado no contexto dos protocolos hierarquizados. Trata-se, na verdade, de uma interface (entre as camadas de rede e de enlace de dados). A distinção entre uma interface e uma camada é crucial e você deve considerá-la com cuidado.

Em quarto lugar, o modelo TCP/IP não faz distinção entre as camadas física e de enlace de dados. Elas são completamente diferentes. A camada física está relacionada às características de transmissão de fio de cobre, dos cabos de fibra óptica e da comunicação sem fio. A tarefa da camada de enlace de dados é delimitar o início e o final dos quadros e enviá-los de um lado a outro com o grau de confiabilidade desejado. Um modelo mais adequado deve incluir as duas camadas como elementos distintos. O modelo TCP/IP não faz isso.

Por fim, apesar de os protocolos IP e TCP terem sido cuidadosamente projetados e bem implementados, o mesmo não aconteceu com muitos outros protocolos ocasionais, geralmente produzidos por alguns alunos formados, pesquisando até se cansarem. As implementações desses protocolos eram distribuídas gratuitamente, o que acabava difundindo seu uso de tal forma que se tornou difícil substituí-las. Hoje em dia, a fidelidade a esses produtos é motivo de alguns embaraços. Por exemplo, o protocolo de terminal virtual, o TELNET, foi projetado para um terminal TTY mecânico, capaz de processar dez caracteres por segundo. Ele não reconhece o mouse e as interfaces gráficas do usuário. No entanto, esse protocolo é usado em larga escala ainda hoje, trinta anos depois de seu surgimento.

1.5 EXEMPLOS DE REDES

O assunto de redes de computadores abrange muitos tipos diferentes de redes, grandes e pequenas, bem conhecidas e pouco conhecidas. Elas têm diferentes objetivos, escalas e tecnologias. Nas seções a seguir, examinaremos

alguns exemplos, para termos uma ideia da variedade existente na área de redes de computadores.

Começaremos com a Internet, provavelmente a rede mais conhecida, e estudaremos sua história, sua evolução e sua tecnologia. Em seguida, consideraremos a rede de telefonia móvel. Tecnicamente, ela é muito diferente da Internet, havendo um bom contraste entre ambas. Depois, veremos o IEEE 802.11, o padrão dominante para LANs sem fios. Finalmente, examinaremos a RFID e redes de sensores, tecnologias que estendem o alcance da rede para incluir o mundo físico e objetos cotidianos.

1.5.1 A INTERNET

A Internet não é de modo algum uma rede, mas sim um vasto conjunto de redes diferentes que utilizam certos protocolos comuns e fornecem determinados serviços comuns. É um sistema incomum no sentido de não ter sido planejado nem ser controlado por ninguém. Para entendê-la melhor, vamos começar do início e observar como e por que ela foi desenvolvida. Se desejar conhecer uma história maravilhosa sobre o surgimento da Internet, recomendamos o livro de John Naughton (2000). Trata-se de um daqueles raros livros que não apenas são divertidos de ler, mas que também têm 20 páginas de citações destinadas aos historiadores sérios. Uma parte do material a seguir se baseia nesse livro.

É claro que também foram escritos inúmeros livros técnicos sobre a Internet e seus protocolos. Para obter mais informações consulte, por exemplo, Maufer (1999).

A ARPANET

A história começa no final da década de 1950. No auge da Guerra Fria, o Departamento de Defesa dos Estados Unidos queria uma rede de controle e comando capaz de sobreviver a uma guerra nuclear. Nessa época, todas as comunicações militares passavam pela rede de telefonia pública, considerada vulnerável. A razão para essa convicção pode ser vista na Figura 1.22(a). Nessa figura, os pontos pretos representam centrais de comutação telefônica, cada uma das quais conectada a milhares de telefones. Por sua vez, essas centrais de comutação estavam conectadas a centrais de comutação de nível mais alto (centrais interurbanas), formando uma hierarquia nacional com apenas uma pequena redundância. A vulnerabilidade do sistema era o fato de que a destruição de algumas centrais interurbanas importantes poderia fragmentar o sistema em muitas ilhas isoladas.

Por volta de 1960, o Departamento de Defesa dos Estados Unidos firmou um contrato com a RAND Corporation para encontrar uma solução. Um de seus funcionários, Paul Baran, apresentou o projeto altamente distribuído e tolerante a falhas da Figura 1.22(b). Tendo em vista que os caminhos entre duas centrais de comutação quaisquer

)

Figura 1.22 | (a) Estrutura do sistema de telefonia. (b) Sistema distribuído de comutação proposto por Baran.

eram agora muito mais longos do que a distância que os sinais analógicos podiam percorrer sem distorção, Baran propôs o uso da tecnologia digital de comutação de pacotes. Ele enviou diversos relatórios para o Departamento de Defesa descrevendo suas ideias em detalhes (Baran, 1964). Os funcionários do Pentágono gostaram do conceito e pediram à AT&T, na época a empresa que detinha o monópolio nacional da telefonia nos Estados Unidos, que construísse um protótipo. A AT&T descartou as ideias de Baran. Afinal, a maior e mais rica corporação do mundo não podia permitir que um jovem pretensioso lhe ensinasse a criar um sistema telefônico. A empresa informou que a rede de Baran não podia ser construída e a ideia foi abandonada.

Vários anos se passaram e o Departamento de Defesa ainda não tinha um sistema melhor de comando e controle. Para entender o que aconteceu em seguida, temos de retornar a outubro de 1957, quando a União Soviética derrotou os Estados Unidos na corrida espacial com o lançamento do primeiro satélite artificial, o Sputnik. Quando tentou descobrir quem tinha ‘dormido no ponto’, o presidente Eisenhower acabou detectando a disputa entre o Exército, a Marinha e a Força Aérea pelo orçamento de pesquisa do Pentágono. Sua resposta imediata foi criar uma organização centralizada de pesquisa de defesa, a ARPA, ou Advanced Research Projects Agency. A ARPA não tinha cientistas nem laboratórios; de fato, ela não tinha nada além de um escritório e um pequeno orçamento (para os padrões do Pentágono). A agência realizava seu trabalho oferecendo concessões e contratos a universidades e empresas cujas ideias lhe pareciam promissoras.

Durante os primeiros anos, a ARPA tentou compreender qual deveria ser sua missão. Porém, em 1967, a atenção do então diretor de programas da ARPA, Larry Roberts, que estava tentando descobrir como oferecer acesso remoto aos computadores, se voltou para as redes. Ele entrou em contato com diversos especialistas para decidir o que fazer. Um deles, Wesley Clark, sugeriu a criação de uma sub-rede comutada por pacotes, dando a cada host seu próprio roteador.

Após algum ceticismo inicial, Roberts comprou a ideia e apresentou um documento um tanto vago sobre ela no ACM SIGOPS Symposium on Operating System Principles, realizado em Gatlinburg, Tennessee, no final de 1967 (Roberts, 1967). Para grande surpresa de Roberts, outro documento na conferência descrevia um sistema semelhante, que não só tinha sido projetado mas, na realidade, havia sido totalmente implementado sob a orientação de Donald Davies no National Physical Laboratory, na Inglaterra. O sistema do NPL não era um sistema nacional (ele simplesmente conectava vários computadores no campus do NPL), mas demonstrava que a comutação de pacotes podia funcionar. Além disso, ele citava o trabalho anteriormente descartado de Baran. Roberts voltou de Gatlinburg determinado a construir o que mais tarde ficou conhecido como ARPANET.

A sub-rede consistiria em minicomputadores chamados processadores de mensagens de interface, ou IMPs (Interface Message Processors), conectados por linhas de transmissão de 56 kbps. Para garantir sua alta confiabilidade, cada IMP seria conectado a pelo menos dois outros IMPs. A sub-rede tinha de ser uma sub-rede de datagrama, de modo que, se algumas linhas e alguns IMPs fossem destruídos, as mensagens poderiam ser roteadas automaticamente para caminhos alternativos.

Cada nó da rede deveria ter um IMP e um host na mesma sala, conectados por um fio curto. Um host poderia enviar mensagens de até 8.063 bits para seu IMP que, em seguida, dividiria essas mensagens em pacotes de no máximo 1.008 bits e os encaminharia de forma independente até o destino. Cada pacote era recebido por completo antes

de ser encaminhado; assim, a sub-rede se tornou a primeira rede eletrônica de comutação de pacotes de store-and-forward (de armazenamento e encaminhamento).

Em seguida, a ARPA abriu uma concorrência para a construção da sub-rede. Doze empresas apresentaram propostas. Depois de avaliar todas as propostas, a ARPA selecionou a BBN, uma empresa de consultoria de Cambridge, Massachusetts e, em dezembro de 1968, assinou um contrato para montar a sub-rede e desenvolver o software para ela. A BBN resolveu utilizar, como IMPs, minicomputadores Honeywell DDP-316 especialmente modificados, com 12 K palavras de 16 bits de memória principal. Os IMPs não tinham unidades de discos, pois os componentes móveis eram considerados pouco confiáveis. Os IMPs eram interconectados por linhas privadas das companhias telefônicas, de 56 kbps. Embora 56 kbps hoje seja a única escolha de adolescentes que não podem dispor de DSL ou modems a cabo, na época era o melhor que o dinheiro podia comprar.

O software foi dividido em duas partes: sub-rede e host. O software da sub-rede consistia na extremidade IMP da conexão host-IMP, no protocolo IMP-IMP e em um protocolo do IMP de origem para o IMP de destino, criado para aumentar a confiabilidade. O projeto original da ARPANET é mostrado na Figura 1.23.

Fora da sub-rede, também havia necessidade de software, ou seja, a extremidade referente ao host da conexão host-IMP, o protocolo host-host e o software de aplicação. Logo ficou claro que a BBN era da opinião que, quando tivesse aceitado uma mensagem em uma conexão host-IMP e a tivesse colocado na conexão host-IMP no destino, sua tarefa teria terminado.

Entretanto, Roberts tinha um problema: os hosts também precisavam de software. Para lidar com ele, Roberts convocou uma reunião com os pesquisadores de rede, em sua maioria estudantes universitários, em Snowbird, Utah, no verão de 1969. Os universitários esperavam que algum perito em redes explicasse o projeto geral da rede e seu software, e depois atribuísse a cada um deles a tarefa de desenvolver uma parte do projeto. Eles ficaram absolutamente surpresos ao verem que não havia nenhum especialista em rede e nenhum projeto geral. Os estudantes teriam de descobrir o que fazer por conta própria.

No entanto, em dezembro de 1969 entrou no ar uma rede experimental com quatro nós: UCLA, UCSB, SRI e University of Utah. Esses quatro nós foram escolhidos porque todos tinham um grande número de contratos com a ARPA, e todos tinham computadores host diferentes e completamente incompatíveis (para aumentar o desafio). A primeira mensagem host a host havia sido enviada dois meses antes, do nó na UCLA, por uma equipe liderada por Len Kleinrock (pioneiro da teoria de comutação de pacotes) para o nó em SRI. A rede cresceu rapidamente à medida que outros IMPs foram entregues e instalados; logo se estendeu por todo o território norte-americano. A Figura mostra a rapidez com que a ARPANET se desenvolveu nos três primeiros anos.

Além de ajudar no súbito crescimento da ARPANET, a ARPA também financiou pesquisas sobre o uso de redes de satélite e redes móveis de rádio de pacotes. Em uma hoje famosa demonstração, um motorista de caminhão viajando pela Califórnia utilizou a rede de rádio de pacotes para enviar mensagens à SRI, que então foram encaminhadas pela ARPANET até a Costa Leste dos Estados Unidos, de onde foram enviadas à University College, em Londres, pela rede de satélite. Isso permitiu que um pesquisador no caminhão usasse um computador situado em Londres enquanto dirigia pelo estado da Califórnia.

Essa experiência também demonstrou que os protocolos da ARPANET não eram adequados para execução em redes diferentes. Essa observação levou a mais pesquisas sobre protocolos, culminando com a invenção dos protocolos e do modelo TCP/IP (Cerf e Kahn, 1974). O TCP/IP foi criado especificamente para manipular a comunicação entre redes interligadas, algo que se tornou mais importante à medida que um número maior de redes era conectado à ARPANET.

Para estimular a adoção desses novos protocolos, a ARPA ofereceu diversos contratos para implementar o TCP/ IP em diferentes plataformas de computação, incluindo sistemas IBM, DEC e HP, bem como o UNIX de Berkeley. Os

Figura 1.23 | O projeto original da ARPANET.

Figura 1.24 | O crescimento da ARPANET. (a) Dezembro de 1969. (b) Julho de 1970. (c) Março de 1971. (d) Abril de 1972. (e) Setembro de 1972.

pesquisadores na University of California em Berkeley reescreveram o TCP/IP com uma nova interface de programação (soquetes) para o lançamento iminente da versão 4.2BSD do UNIX de Berkeley. Eles também escreveram muitos programas aplicativos, utilitários e de gerenciamento para mostrar como era conveniente usar a rede com soquetes.

A ocasião foi perfeita. Muitas universidades tinham acabado de adquirir um segundo ou um terceiro computador VAX e uma LAN para conectá-los, mas não tinham nenhum software de rede. Quando surgiu o 4.2BSD, com TCP/IP, soquetes e muitos utilitários de rede, o pacote completo foi adotado imediatamente. Além disso, com o TCP/IP, era fácil conectar as LANs à ARPANET, e muitos fizeram isso.

Durante a década de 1980, novas redes, em particular as LANs, foram conectadas à ARPANET. À medida que a escala aumentou, tornou-se cada vez mais dispendioso localizar os hosts, e assim foi criado o sistema de nomes de domínio, ou DNS (Domain Name System), para organizar máquinas em domínios e relacionar nomes de hosts com endereços IP. Desde então, o DNS se transformou em um sistema generalizado de bancos de dados distribuídos, capaz de armazenar uma série de informações referentes à atribuição de nomes. Estudaremos esse sistema em detalhes no Capítulo 7.

NSFNET

No final da década de 1970, a NSF (National Science Foundation) percebeu o enorme impacto que a ARPANET estava causando nas pesquisas universitárias nos Estados Unidos, permitindo que cientistas de todo o país

compartilhassem dados e trabalhassem juntos em projetos de pesquisa. No entanto, para entrar na ARPANET, uma universidade precisava ter um contrato de pesquisa com o Departamento de Defesa dos Estados Unidos, e muitas não o tinham. A resposta inicial da NSF foi patrocinar a Computer Science Network (CSNET) em 1981. Ela conectava departamentos de ciência da computação e laboratórios de pesquisa industrial à ARPANET por meio de linhas discadas e privadas. No final da década de 1980, a NSF foi ainda mais longe e decidiu desenvolver uma sucessora para a ARPANET, que seria aberta a todos os grupos de pesquisa universitários.

Para ter algo concreto com que começar, a NSF decidiu construir uma rede de backbone para conectar seus seis centros de supercomputadores, localizados em San Diego, Boulder, Champaign, Pittsburgh, Ithaca e Princeton. Cada supercomputador ganhou um irmão mais novo, um microcomputador LSI-11, chamado fuzzball. Os fuzzballs estavam conectados a linhas privadas de 56 kbps e formavam a sub-rede, usando a mesma tecnologia de hardware da ARPANET. Porém, a tecnologia de software era diferente: os fuzzballs se comunicavam diretamente com o TCP/IP desde o início, criando, assim, a primeira WAN TCP/IP.

A NSF também financiou cerca de vinte redes regionais que foram conectadas ao backbone para permitir que os usuários de milhares de universidades, laboratórios de pesquisa, bibliotecas e museus tivessem acesso a um dos supercomputadores e se comunicassem entre si. A rede completa, incluindo o backbone e as redes regionais, foi

chamada NSFNET. Ela se conectava à ARPANET por meio de um link entre um IMP e um fuzzball na central de processamento de dados da Carnegie-Mellon. O primeiro backbone da NSFNET está ilustrado na Figura 1.25, sobreposta a um mapa dos Estados Unidos.

A NSFNET foi um sucesso instantâneo e logo estava sobrecarregada. Imediatamente, a NSF começou a planejar sua sucessora e firmou um contrato com o consórcio MERIT, de Michigan, para executá-la. Junto à MCI foram alugados canais de fibra óptica de 448 kbps (na época absorvida pela WorldCom) para fornecer a versão 2 do backbone. Máquinas IBM PC-RT foram usadas como roteadores. Logo o segundo backbone também estava operando com sua capacidade máxima e, em 1990, ele foi atualizado para 1,5 Mbps.

O contínuo crescimento levou a NSF a perceber que o governo não podia continuar a financiar a rede para sempre. Além disso, as organizações comerciais queriam participar da rede, mas eram proibidas pelo estatuto da NSF de utilizar redes mantidas com verbas da fundação. Consequentemente, a NSF estimulou a MERIT, a MCI e a IBM a formarem uma empresa sem fins lucrativos, a ANS (Advanced Networks and Services) que, na prática, foi a primeira etapa em direção à comercialização. Em 1990, a ANS assumiu a NSFNET e atualizou os links de 1,5 Mbps para 45 Mbps, a fim de formar a ANSNET. Essa rede operou por cinco anos e depois foi vendida à America Online. Porém, nessa época, diversas empresas estavam oferecendo o serviço IP comercial e se tornou claro que o governo deveria deixar o negócio de redes.

Para facilitar a transição e garantir que todas as redes regionais pudessem se comunicar entre si, a NSF contratou quatro diferentes operadoras de redes para estabelecer um ponto de acesso de rede, ou NAP (Network Access Point). Essas operadoras eram PacBell (San Francisco), Ameritech (Chicago), MFS (Washington, D.C.) e Sprint (cidade de Nova York, onde, para fins de NAP, a localidade de

Pennsauken, em Nova Jersey, pertence à cidade de Nova York). Todas as operadoras de redes que quisessem oferecer serviços de backbone às redes regionais da NSF tinham de estabelecer conexão com todos os NAPs.

Nessa estratégia, um pacote originário de uma das redes regionais tinha a opção de escolher uma das concessionárias de backbone para ser transferido do NAP de origem para o NAP de destino. Consequentemente, as concessionárias de backbone foram obrigadas a concorrer com as redes regionais, tendo de oferecer preços e serviços melhores para se manterem no mercado. Como resultado, o conceito de um único backbone padrão foi substituído por uma infraestrutura competitiva, com fins lucrativos. Muitas pessoas gostam de criticar o governo dos Estados Unidos por não ser inovador mas, na área de redes, foram o Departamento de Defesa e a NSF que criaram a infraestrutura que formou a base para a Internet, e depois a entregaram à indústria para cuidar de sua operação.

Durante a década de 1990, muitos outros países e regiões também construíram redes nacionais de pesqui sa, geralmente moldadas de acordo com a ARPANET e a NSFNET. Na Europa, essas redes incluíram EuropaNET e EBONE, que começaram com linhas de 2 Mbps e depois foram atualizadas para linhas de 34 Mbps. Mais tarde, a infraestrutura de rede na Europa também foi entregue à indústria.

A Internet mudou muito dessa época para cá. Seu tamanho explodiu com o surgimento da World Wide Web (WWW), no início da década de 1990. Dados recentes do Internet Systems Consortium indicam que o número de hosts visíveis na Internet supera os 600 milhões. Esse número é apenas uma estimativa por baixo, mas ele é muito superior aos poucos milhões de hosts que existiam quando a primeira conferência sobre a WWW foi realizada no CERN, em 1994.

A maneira como usamos a Internet também mudou radicalmente. No início, aplicações como e-mail para aca-

Figura 1.25 | O backbone da NSFNET em 1988.

dêmicos, grupos de notícias, login remoto e transferência de arquivos dominavam. Depois, ela passou a ser um e-mail para cada um, depois a Web e a distribuição de conteúdo peer-to-peer, como o Napster, hoje fora de operação. Atualmente, distribuição de mídia em tempo real, redes sociais (por exemplo, Facebook) e microblogging (por exemplo, Twitter) estão ganhando cada vez mais força. Essas mudanças trouxeram tipos de mídia mais ricos para a Internet e, consequentemente, muito mais tráfego. Na verdade, o tráfego dominante na Internet mudou com tanta regularidade que, por exemplo, novas e melhores maneiras de trabalhar com música ou filmes podem se tornar muito mais populares em pouco tempo.

Arquitetura da internet

A arquitetura da Internet também mudou muito por ter crescido de forma explosiva. Nesta seção, tentaremos apresentar uma breve visão geral da Internet atual. O quadro é complicado pelas contínuas reviravoltas nos negócios das empresas telefônicas (telcos), empresas de cabo e ISPs, o que muitas vezes torna difícil saber quem está fazendo o quê. Um fator que impulsiona essas reviravoltas é a convergência das telecomunicações, em que uma rede é usada para fins anteriormente distintos. Por exemplo, em uma ‘jogada tripla’, uma empresa vende seu serviço de telefonia, TV e Internet na mesma conexão de rede, supondo que isso lhe fará economizar dinheiro. Consequentemente, essa descrição terá de ser um pouco mais simples que a realidade. E o que é verdade agora pode não ser verdade amanhã.

O quadro geral é mostrado na Figura 1.26. Agora, vamos examinar cada item dessa figura, começando com um computador doméstico (nas bordas do esquema). Para entrar na Internet, o computador é conectado a um provedor de serviço de Internet, ou ISP (Internet Service Provider), de quem o usuário compra acesso à Internet ou conectividade. Com isso, o computador pode trocar

pacotes com todos os outros hosts acessíveis na Internet. O usuário pode enviar pacotes para navegar pela Web ou para qualquer um dos milhares de outros usos; isso não importa. Existem muitos tipos diferentes de acesso à Internet, e eles normalmente são distinguidos por quanta largura de banda oferecem e quanto custam, mas o atributo mais importante é a conectividade.

Um modo comum de se conectar a um ISP é usando a linha telefônica em sua casa, e, nesse caso, sua companhia telefônica é o seu ISP. A DSL (Digital Subscriber Line) reutiliza a linha telefônica que se conecta à sua casa para a transmissão de dados digitais. O computador é conectado a um dispositivo chamado modem DSL, que faz a conversão entre pacotes digitais e sinais analógicos que podem passar sem ser impedidos pela linha telefônica. Na outra ponta, um dispositivo chamado DSLAM (Digital Subscriber Line Access Multiplexer) faz a conversão entre sinais e pacotes.

A Figura 1.26 também mostra várias outras maneiras populares de se conectar a um ISP. A DSL é um modo de usar a linha telefônica local com maior largura de banda do que enviar bits por uma ligação telefônica tradicional em vez de uma conversa de voz. Isso é chamado conexão discada (dial-up) e é feito com um tipo diferente de modem nas duas extremidades. A palavra modem é uma contração de ‘modulador-demodulador’ e refere-se a qualquer dispositivo que faz a conversão entre bits digitais e sinais analógicos.

Outro método é enviar sinais pelo sistema de TV a cabo. Assim como a DSL, essa é uma maneira de reutilizar a infraestrutura existente — nesse caso, canais de TV a cabo não utilizados. O dispositivo na residência é chamado modem a cabo, e o dispositivo no terminal de cabo é chamado CMTS(CableModemTerminationSystem).

DSL e cabo oferecem acesso à Internet em velocidades que variam desde uma pequena fração de um megabit/s

Figura 1.26 | Visão geral da arquitetura da Internet.

até vários megabits/s, dependendo do sistema. Essas velocidades são muito maiores que as da linha discada, que são limitadas a 56 kbps, em razão da estreita largura de banda usada para ligações de voz. O acesso à Internet em velocidades muito maiores que as discadas é chamado de banda larga (broadband). O nome refere-se à maior largura de banda usada para redes mais velozes, e não a qualquer velocidade em particular.

Os métodos de acesso mencionados até aqui são limitados pela largura de banda da ‘última milha’, ou última perna de transmissão. Levando a fibra óptica até as residências, o acesso mais rápido à Internet pode ser fornecido em velocidades na ordem de 10 a 100 Mbps. Esse esquema é conhecido como FTTH (Fiber to the Home). Para empresas em áreas comerciais, pode fazer sentido alugar uma linha de transmissão de alta velocidade dos escritórios até o ISP mais próximo. Por exemplo, na América do Norte, uma linha T3 trabalha a aproximadamente 45 Mbps.

O wireless também é usado para acesso à Internet. Um exemplo que mostraremos rapidamente é o das redes de telefonia móvel 3G. Elas podem oferecer entrega de dados em velocidades de 1 Mbps ou mais para telefones móveis e assinantes fixos na área de cobertura.

Agora, podemos mover pacotes entre a residência e o ISP. Chamamos o local em que os pacotes do cliente entram na rede do ISP de ponto de presença, ou POP (Point of Presence) do ISP. Em seguida, explicaremos como os pacotes são movimentados entre os POPs de diferentes ISPs. Desse ponto em diante, o sistema é totalmente digital e comutado por pacotes.

As redes do ISP podem ter escopo regional, nacional ou internacional. Já vimos que sua arquitetura é composta de linhas de transmissão de longa distância que interconectam roteadores nos POPs nas diferentes cidades que os ISPs atendem. Esse equipamento é chamado de backbone do ISP. Se um pacote é destinado a um host servido diretamente pelo ISP, esse pacote é roteado pelo backbone e entregue ao host. Caso contrário, ele deve ser entregue a outro ISP.

Os ISPs conectam suas redes para trocar tráfego nos IXPs (Internet eXchange Points). Diz-se que os ISPs conectados são emparelhados (peer). Existem muitos IXPs em cidades do mundo inteiro. Eles são desenhados verticalmente na Figura 1.26, pois as redes de ISP se sobrepõem geograficamente. Basicamente, um IXP é uma sala cheia de roteadores, pelo menos um por ISP. Uma LAN na sala conecta todos os roteadores, de modo que os pacotes podem ser encaminhados de qualquer backbone ISP para qualquer outro backbone ISP. Os IXPs podem ser instalações grandes e independentes. Um dos maiores é o Amsterdam Internet Exchange, ao qual se conectam centenas de ISPs e através do qual eles trocam centenas de gigabits/s de tráfego.

O emparelhamento que ocorre nos IXPs depende dos relacionamentos comerciais entre os ISPs. Existem muitos relacionamentos possíveis. Por exemplo, um ISP pequeno poderia pagar a um ISP maior pela conectividade à Internet para alcançar hosts distantes, assim como um cliente compra o serviço de um provedor de Internet. Nesse caso, diz-se que o ISP pequeno paga pelo tráfego. Como alternativa, dois ISPs grandes podem decidir trocar tráfego de modo que cada ISP possa entregar algum tráfego ao outro sem pagar pelo trânsito. Um dos muitos paradoxos da Internet é que os ISPs que concorrem por clientes publicamente uns com os outros normalmente trabalham em cooperação para realizar o emparelhamento (Metz, 2001).

O caminho que um pacote segue pela Internet depende das escolhas de emparelhamento dos ISPs. Se o ISP que entrega um pacote se emparelhar com o ISP de destino, ele pode entregar o pacote diretamente a seu par. Caso contrário, ele pode rotear o pacote para o local mais próximo em que se conecta a um provedor de trânsito pago, de modo que o provedor possa entregar o pacote. Dois exemplos de caminhos pelos ISPs são desenhados na Figura 1.26. Normalmente, o caminho seguido por um pacote não será o caminho mais curto pela Internet.

No topo dessa cadeia estão algumas operadoras importantes, como AT&T e Sprint, que operam grandes redes internacionais de backbones, com milhares de roteadores conectados por enlaces de fibra óptica de alta largura de banda. Esses ISPs não pagam pelo trânsito. Eles normalmente são chamados ISPs da camada 1 e formam o backbone principal da Internet, pois todos os outros devem se conectar a eles para poderem alcançar a Internet inteira.

Empresas que fornecem muito conteúdo, como Google e Yahoo!, localizam seus computadores em centrosdedados que estão bem conectados com o restante da Internet. Esses centros de dados são projetados para computadores, não para humanos, e podem estar cheios de racks e mais racks de máquinas, o que chamamos de parque de servidores. A colocalização ou a hospedagem de centros de dados permite que os clientes coloquem equipamentos como servidores nos POPs do ISP, de modo que possa haver conexões curtas e rápidas entre os servidores e os backbones do ISP. O setor de hospedagem da Internet tornou-se cada vez mais virtualizado, de modo que agora é comum alugar uma máquina virtual, executada em um parque de servidores, em vez de instalar um computador físico. Esses centros de dados são tão grandes (dezenas ou centenas de milhares de máquinas) que a eletricidade tem um grande custo, de modo que esses centros às vezes são construídos em locais onde a eletricidade é mais barata.

Isso termina nosso rápido passeio pela Internet. Nos próximos capítulos, falaremos muito mais sobre os componentes individuais e seus projetos, algoritmos e protocolos. Outro ponto que merece ser mencionado aqui é que o conceito de estar na Internet está mudando. Antigamen te, uma máquina estava na Internet se ela: (1) executasse a pilha de protocolos TCP/IP; (2) tivesse um endereço IP;

e (3) pudesse enviar pacotes IP a todas as outras máquinas na Internet. Contudo, os ISPs normalmente reutilizam endereços IP, dependendo de quais computadores estão em uso no momento, e as redes domésticas normalmente compartilham um endereço IP entre vários computadores. Essa prática anula a segunda condição. Medidas de segurança, como firewalls, também podem impedir parcialmente que computadores recebam pacotes, anulando a terceira condição. Apesar dessas dificuldades, faz sentido considerar tais máquinas como estando na Internet, embora estejam conectadas a seus ISPs.

Também devemos mencionar, de passagem, que algumas empresas têm interligado todas as suas redes internas existentes, normalmente usando a mesma tecnologia da Internet. Essas intranets normalmente são acessíveis apenas nas instalações da empresa ou a partir de notebooks da empresa, mas seu funcionamento é idêntico ao da Internet.

1.5.2 REDES DE TELEFONIA MÓVEL DE TERCEIRA GERAÇÃO

As pessoas adoram falar ao telefone ainda mais do que navegar pela Internet, e isso tem tornado a rede de telefonia móvel a rede mais bem-sucedida do mundo. Ela tem mais de quatro bilhões de assinantes no mundo inteiro. Para entender melhor esse número, ele significa aproximadamente 60 por cento da população do mundo, e é superior ao número de hosts da Internet e linhas telefônicas fixas juntos (ITU, 2009).

A arquitetura da rede de telefonia móvel mudou bastante durante os últimos quarenta anos, junto com seu incrível crescimento. Os sistemas de telefonia móvel de primeira geração transmitiam chamadas de voz como sinais com variação contínua (analógicos) ao invés de sequências de bits (digitais). O sistemaavançadodetelefonia móvel, ou AMPS (Advanced Mobile Phone System), implantado nos Estados Unidos em 1982, era um sistema de primeira geração bastante utilizado. Os sistemas de telefonia móvel de segunda geração comutavam para transmitir chamadas de voz em forma digital para aumentar a capacidade, melhorar a segurança e oferecer mensagens de texto. Um exemplo de sistema 2G é o sistemaglobal para comunicações móveis, ou GSM (Global System forMobilecommunications), que foi implantado a partir de 1991 e tornou-se o sistema de telefonia móvel mais usado no mundo.

Os sistemas de terceira geração, ou 3G, foram implantados inicialmente em 2001 e oferecem tanto voz digital como serviços de dados digitais de banda larga. Eles também vêm com muito jargão e muitos padrões diferentes à sua escolha. O 3G é definido de forma livre pela ITU (uma agência de padrões internacionais que discutiremos na próxima seção) como fornecendo velocidades de pelo menos 2 Mbps para usuários parados ou caminhando, e 384 kbps em um veículo em movimento. O UMTS (UniversalMo-

bile Telecommunications System), também chamado WCDMA(WidebandCodeDivisionMultipleAccess), é o principal sistema 3G que está sendo rapidamente implantado no mundo inteiro. Ele pode oferecer até 14 Mbps no downlink (enlace de descida) e quase 6 Mbps no uplink (enlace de subida). Versões futuras usarão antenas múltiplas e rádios para fornecer aos usuários velocidades ainda maiores.

O recurso escasso nos sistemas 3G, assim como nos sistemas 2G e 1G antes deles, é o espectro de radiofrequência. Os governos licenciam o direito de usar partes do espectro para as operadoras de rede de telefonia móvel, em geral usando um leilão de espectro em que as operadoras de rede submetem ofertas. Ter uma parte do espectro licenciado facilita o projeto e a operação dos sistemas, uma vez que ninguém mais tem permissão para transmitir nesse espectro, mas isso normalmente custa muito dinheiro. No Reino Unido em 2000, por exemplo, cinco licenças 3G foram leiloadas por um total de cerca de US$ 40 bilhões.

É a escassez do espectro que ocasionou o projeto de rede celular mostrado na Figura 1.27, que agora é usado para redes de telefonia móvel. Para controlar a interferência de rádio entre os usuários, a área de cobertura é dividida em células. Dentro de uma célula, os usuários recebem canais que não interferem uns com os outros e não causam muita interferência nas células adjacentes. Isso permite uma boa reutilização do espectro, ou reutilização de frequência, nas células vizinhas, o que aumenta a capacidade da rede. Nos sistemas 1G, que transportavam cada canal de voz em uma banda de frequência específica, as frequências eram cuidadosamente escolhidas, de modo que não entrassem em conflito com as células vizinhas. Desse modo, uma dada frequência só poderia ser reutilizada uma vez em várias células. Os sistemas 3G modernos permitem que cada célula utilize todas as frequências, mas de um modo que resulte em um nível tolerável de interferência com as células vizinhas. Existem variações no projeto celular, incluindo o uso de antenas direcionais ou setorizadas nas torres das células, para reduzir ainda mais a interferência, mas a ideia básica é a mesma.

Figura 1.27 | Projeto celular de redes de telefonia móvel.

A arquitetura da rede de telefonia móvel é muito diferente da arquitetura da Internet. Ela tem várias partes, como vemos na versão simplificada da arquitetura UMTS da Figura 1.28. Primeiro, existe uma interface com o ar. Esse termo é um nome elegante para o protocolo de comunicação por rádio, usado pelo ar entre os dispositivos móveis (por exemplo, o telefone celular) e a estação-base celular. Os avanços na interface com o ar durante as últimas décadas aumentaram bastante as velocidades dos dados sem fios. A interface com o ar no UMTS é baseada em Code Division Multiple Access (CDMA), uma técnica que estudaremos no Capítulo 2.

A estação-base da rede celular forma, com seu controlador, a rede de acesso por rádio. Essa parte é o lado sem fios da rede de telefonia móvel. O nó controlador ou RNC (Radio Network Controller) controla como o espectro é utilizado. A estação-base implementa a interface com o ar. Ela é chamada Nó B, um rótulo temporário que pegou.

O restante da rede de telefonia móvel transporta o tráfego para a rede de acesso por rádio. Ela é chamada núcleo da rede. O núcleo da rede UMTS evoluiu a partir do núcleo da rede usada para o sistema 2G GSM que veio antes dela. Contudo, algo surpreendente está acontecendo no núcleo da rede UMTS.

Desde o início das redes, uma guerra estava sendo travada entre as pessoas que apoiam redes de pacotes (ou seja, sub-redes não orientadas a conexões) e as pessoas que apoiam redes de circuitos (ou seja, sub-redes orientadas a conexões). Os principais componentes dos pacotes vêm da comunidade da Internet. Em um projeto não orientado a conexões, cada pacote é roteado independentemente um do outro. Por conseguinte, se alguns roteadores deixarem de funcionar durante uma sessão de comunicação, nenhum dano será feito desde que o sistema possa ser reconfigurado dinamicamente, de modo que os pacotes subsequentes possam encontrar alguma rota até o destino, mesmo que seja diferente daquele que os pacotes anteriores usaram.

O circuito de campo vem do mundo das companhias telefônicas. No sistema telefônico convencional, uma pessoa precisa digitar um número e esperar uma conexão antes de falar ou enviar dados. Esse esquema de conexão estabelece uma rota através do sistema telefônico que é mantida até que a chamada termine. Todas as palavras ou pacotes seguem a mesma rota. Se uma linha ou uma central no caminho for interrompida, a chamada é cancelada, tornando-a menos tolerante a falhas do que um projeto não orientado a conexões.

A vantagem dos circuitos é que eles podem dar suporte mais fácil à qualidade de serviço. Estabelecendo uma conexão com antecedência, a sub-rede pode reservar recursos como largura de banda do enlace, melhor espaço de buffer e de CPU do switch. Se alguém tentar estabelecer uma chamada e não houver recursos suficientes, a chamada é rejeitada e quem liga recebe um sinal de ocupado. Desse modo, quando uma conexão é estabelecida, a conexão receberá um serviço bom.

Com uma rede não orientada a conexões, se muitos pacotes chegarem ao mesmo roteador no mesmo instante, o roteador ficará sobrecarregado e provavelmente perderá pacotes. Por fim, o emissor notará isso e os enviará novamente, mas a qualidade do serviço será fraca e inadequada para áudio ou vídeo, a menos que a rede esteja pouco carregada. Nem é preciso dizer que fornecer uma qualidade de áudio adequada é algo com que as companhias telefônicas se importam muito, daí sua preferência por conexões.

A surpresa na Figura 1.28 é que existe equipamento de comutação de pacotes nos circuitos do núcleo da rede. Isso mostra a rede de telefonia móvel em transição, com as companhias de telefonia móvel capazes de implemen-

Figura 1.28 | Arquitetura da rede de telefonia móvel 3G UMTS.

tar uma ou, às vezes, ambas as alternativas. As redes de telefonia móvel mais antigas usavam um núcleo comutado por circuitos no estilo da rede telefônica tradicional para transportar chamadas de voz. Esse legado é visto na rede UMTS com os elementos MSC (Mobile Switching Center), GMSC (Gateway Mobile Switching Center) e MGW (Media Gateway), que estabelecem conexões por um núcleo de rede com comutação de circuitos, como a PSTN (Public Switched Telephone Network).

Os serviços de dados se tornaram uma parte muito mais importante da rede de telefonia móvel do que costumavam ser, começando com mensagens de texto e os primeiros serviços de dados por pacotes, como GPRS(General Packet Radio Service) no sistema GSM. Esses serviços de dados mais antigos funcionavam em dezenas de kbps, mas os usuários queriam mais. As redes de telefonia móvel mais novas transportam pacotes de dados em velocidades múltiplas de Mbps. Para comparação, uma chamada de voz é feita a 64 kbps, normalmente três a quatro vezes menos com compactação.

Para transportar todos esses dados, os nós do núcleo da rede UMTS se conectam diretamente a uma rede de comutação de pacotes. O SGSN (Serving GPRS Support Node) e o GGSN (Gateway GPRS Support Node) entregam pacotes de dados de e para telefones móveis e se conectam a redes externas de pacotes, como a Internet.

Essa transição deverá continuar nas redes de telefonia móvel que estão sendo planejadas e implementadas agora. Os protocolos da Internet ainda são utilizados em telefones móveis para estabelecer conexões para chamadas de voz por uma rede de dados de pacotes, na forma de VoIP (Voice over IP). IP e pacotes são usados desde o acesso via rádio até o acesso ao núcleo da rede. Naturalmente, o modo como as redes IP são projetadas também está mudando para dar melhor suporte à qualidade do serviço. Se isso não ocorrer, problemas com áudio e vídeo picotados não impressionarão os clientes pagantes. Retornaremos a esse assunto no Capítulo 5.

Outra diferença entre redes de telefonia móvel e a Internet tradicional é a mobilidade. Quando um usuário sai do alcance de uma estação-base celular e entra no alcance de outra, o fluxo de dados deve ser redirecionado da estação-base antiga para a nova. Essa técnica é conhecida como transferência (handover ou handoff), como ilustra a Figura 1.29.

Figura 1.29 | Handover de telefone móvel (a) antes, (b) depois.

Ou o dispositivo móvel ou a estação-base podem solicitar uma transferência quando a qualidade do sinal cai. Em algumas redes de celular, normalmente nas baseadas na tecnologia CDMA, é possível se conectar à nova estação-base antes de se desconectar da estação antiga. Isso melhora a qualidade da conexão para o telefone móvel, pois não existe interrupção no serviço; o aparelho na verdade está conectado às duas estações-base por um pequeno período. Esse modo de fazer uma transferência é chamado de soft handover, para distingui-lo do hard handover, em que o aparelho se desconecta da estação-base antiga antes de se conectar à nova.

Uma questão relacionada é como encontrar um aparelho móvel em primeiro lugar quando existe uma chamada. Cada rede de telefonia móvel tem um HSS (Home SubscriberServer) no núcleo da rede, que sabe o local de cada assinante, bem como outras informações de perfil usadas para autenticação e autorização. Desse modo, cada aparelho poderá ser encontrado contatando o HSS.

Uma última área que deve ser discutida é a segurança. Historicamente, as companhias telefônicas têm levado a segurança muito mais a sério do que as empresas da Internet há muito tempo, em razão da necessidade de cobrar pelo serviço e evitar fraudes (no pagamento). Infelizmente, isso não diz muita coisa. Apesar disso, na evolução das tecnologias entre 1G e 3G, as companhias de telefonia móvel conseguiram implementar alguns mecanismos de segurança básicos para os aparelhos móveis.

A partir do sistema 2G GSM, o telefone móvel foi dividido em um aparelho e um chip removível, contendo as informações de identidade e conta do assinante. O chip é chamado informalmente de cartão SIM, abreviação de Subscriber Identity Module (módulo de identificação do assinante). Os cartões SIM podem ser trocados para aparelhos diferentes para serem ativados, e oferecem uma base para a segurança. Quando os clientes GSM viajam para outros países, em férias ou a negócios, eles normalmente levam seus aparelhos, mas compram um novo cartão SIM por alguns dólares quando chegam lá, a fim de fazer ligações locais sem pagar pelo roaming.

Para diminuir fraudes, as informações nos cartões SIM também são usadas pela rede de telefonia móvel para autenticar os assinantes e verificar se eles têm permissão para usar a rede. Com UMTS, o aparelho móvel também usa as informações no cartão SIM para verificar se está falando com uma rede legítima.

Outro aspecto da segurança é a privacidade. Os sinais sem fio são transmitidos para todos os receptores vizinhos, de modo que, para dificultar a escuta das conversas, chaves criptográficas no cartão SIM são usadas para encriptar as transmissões. Essa técnica oferece uma privacidade muito melhor do que os sistemas 1G, que eram facilmente interceptados, mas não resolve todos os problemas, em virtude das deficiências nos esquemas de encriptação.

As redes de telefone móvel se destinam a desempenhar um papel central nas redes do futuro. Elas agora são mais aplicações de banda larga móvel do que chamadas de voz, e isso tem grandes implicações nas interfaces com o ar, a arquitetura do núcleo da rede e a segurança das redes do futuro. Tecnologias 4G, mais rápidas e melhores, estão em desenvolvimento sob o nome de LTE (Long Term Evolution), mesmo enquanto o projeto e a implementação do 3G continuam. Outras tecnologias sem fios também oferecem acesso à Internet de banda larga para clientes fixos e móveis, em especial as redes 802.16, sob o nome comum de WiMAX. É totalmente possível que LTE e WiMAX estejam em curso de colisão, e é difícil prever o que acontecerá com elas.

1.5.3 LANSSEMFIOS: 802.11

Quase na mesma época em que surgiram os notebooks, muitas pessoas sonhavam com o dia em que entrariam em um escritório e, como mágica, seus notebooks se conectariam à Internet. Em consequência disso, diversos grupos começaram a trabalhar para descobrir maneiras de alcançar esse objetivo. A abordagem mais prática é equipar o escritório e os notebooks com transmissores e receptores de rádio de ondas curtas para permitir a comunicação entre eles.

Esse trabalho rapidamente levou à comercialização de LANs sem fios por várias empresas. O problema era encontrar duas delas que fossem compatíveis. Essa proliferação de padrões significava que um computador equipado com um rádio da marca X não funcionaria em uma sala equipada com uma estação-base da marca Y. Em meados da década de 1990, a indústria decidiu que um padrão de LAN sem fios poderia ser uma boa ideia, e assim o comitê do IEEE que padronizou as LANs com fios recebeu a tarefa de elaborar um padrão de LANs sem fios.

A primeira decisão foi a mais fácil: como denominá-lo. Todos os outros padrões de LANs tinham números como 802.1, 802.2, 802.3, até 802.10; assim, o padrão de LAN sem fio recebeu a denominação 802.11. Uma gíria para ele é WiFi, mas esse é um padrão importante e merece respeito, de modo que o chamaremos pelo seu nome correto, 802.11.

O restante era mais difícil. O primeiro problema foi descobrir uma banda de frequência adequada que estivesse disponível, de preferência em todo o mundo. A técnica empregada foi o oposto da que nas redes de telefonia móvel. Ao invés do caro espectro licenciado, os sistemas 802.11 operam nas bandas não licenciadas, como as bandas ISM (Industrial, Scientific, and Medical) definidas pela ITU-R (por exemplo, 902-928 MHz, 2,4-2,5 GHz, 5,725-5,825 GHz). Todos os dispositivos têm permissão para usar esse espectro, desde que limitem sua potência de transmissão para permitir que diferentes dispositivos coexistam. Naturalmente, isso significa que os rádios 802.11 podem estar competindo com telefones sem fio, aparelhos para abrir portas de garagem e fornos de micro-ondas.

As redes 802.11 são compostas de clientes, como notebooks e telefones móveis, e infraestrutura chamada pontos de acesso, ou APs (Access Points), que são instalados nos prédios. Os pontos de acesso também são chamados de estações-base. Os pontos de acesso se conectam à rede com fios, e toda a comunicação entre os clientes passa por um ponto de acesso. Também é possível que os clientes no alcance do rádio falem diretamente, como dois computadores em um escritório sem um ponto de acesso. Esse arranjo é chamado de rede ocasional (ou rede ad hoc). Ele é usado com muito menos frequência do que o modo de ponto de acesso. Os dois modos aparecem na Figura 1.30.

A transmissão 802.11 é complicada pelas condições da rede sem fio, que variam até mesmo com pequenas mudanças no ambiente. Nas frequências usadas para 802.11, os sinais de rádio podem ser refletidos por objetos sólidos, de modo que vários ecos de uma transmissão podem alcançar um receptor por diferentes caminhos. Os ecos podem cancelar ou reforçar um ao outro, fazendo com que o sinal recebido flutue bastante. Esse fenômeno é chamado enfraquecimento por múltiplos caminhos (ou multipath fading), e pode ser visto na Figura 1.31.

A ideia-chave para contornar as condições variáveis da rede sem fios é a diversidade de caminhos, ou o envio de informações por vários caminhos independentes. Desse modo, a informação provavelmente será recebida mesmo

Figura 1.30 | (a) Rede sem fio com um ponto de acesso. (b) Rede ocasional.

Figura 1.31 | Enfraquecimento por múltiplos caminhos.

que um dos caminhos seja ruim, em decorrência de um enfraquecimento. Esses caminhos independentes normalmente são embutidos no esquema de modulação digital, na camada física. As opções incluem usar diferentes frequências pela banda permitida, seguir diferentes caminhos espaciais entre diferentes pares de antenas ou repetir os bits por diferentes períodos.

Diferentes versões do 802.11 têm usado todas essas técnicas. O padrão inicial (de 1997) definia uma LAN sem fios que funcionava a 1 ou 2 Mbps pelo salto entre frequências ou espalhamento do sinal pelo espectro permitido. Quase imediatamente, as pessoas reclamaram que ela era muito lenta, de modo que o trabalho foi iniciado com padrões mais rápidos. O projeto do espectro espalhado foi estendido e tornou-se o padrão 802.11b (1999), funcionando em velocidades de até 11 Mbps. Os padrões 802.11a (1999) e 802.11g (2003) passaram para um esquema de modulação diferente, chamado multiplexa ção ortogonal por divisão de frequência, ou OFDM (Orthogonal Frequency Division Multiplexing). Este divide uma banda larga do espectro em muitas fatias estreitas, sobre as quais diferentes bits são enviados em paralelo. Esse esquema melhorado, que estudaremos no Capítulo 2, aumentou a velocidade do 802.11a/g para 54 Mbps. Esse é um aumento significativo, mas as pessoas ainda queriam mais vazão para dar suporte a usos mais exigentes. A versão mais recente é o 802.11n (2009). Ela usa bandas de frequência maiores e até quatro antenas por computador, para alcançar velocidades de até 450 Mbps.

Como o meio sem fio é inerentemente de difusão, os rádios 802.11 também precisam lidar com o problema de que múltiplas transmissões enviadas ao mesmo tempo colidirão, o que pode interferir na recepção. Para lidar com esse problema, o 802.11 usa um esquema de acesso múlti plo com detecção de portador, CSMA (Carrier Sense Multiple Access), com base nas ideias da rede Ethernet clássica com fios, que, ironicamente, se baseava em uma antiga rede sem fio desenvolvida no Havaí, chamada ALOHA. Os computadores esperam por um intervalo aleatório antes de transmitir, e adiam suas transmissões se descobrirem que mais alguém já está transmitindo. Esse esquema torna menos provável que dois computadores enviem ao mesmo tempo. Porém, ele não funciona tão bem quanto no caso das redes com fios. Para entender por que, examine a Figura 1.32. Suponha que o computador A esteja transmitindo para o computador B, mas o alcance de rádio do transmissor de A é muito curto para alcançar o computador C. Se C quiser transmitir para B, ele pode escutar antes de começar, mas o fato de ele não escutar nada não significa que sua transmissão terá sucesso. A impossibilidade de C escutar A antes de começar faz com que ocorram colisões. Depois de qualquer colisão, o emissor então espera outro período aleatório maior e retransmite o pacote. Apesar disso e de algumas outras questões, o esquema funciona muito bem na prática.

Outro problema é a mobilidade. Se um cliente móvel se afastar do ponto de acesso que está usando e seguir para o alcance de um ponto de acesso diferente, é preciso haver alguma forma de transferência (handover). A solução é que uma rede 802.11 pode consistir em múltiplas células, cada uma com seu próprio ponto de acesso, e um siste ma de distribuição que conecta essas células. O sistema de distribuição normalmente é a Ethernet comutada, mas ele pode usar qualquer tecnologia. À medida que os clientes

Figura 1.32 | O alcance de um único rádio pode não abranger o sistema inteiro.

se movem, eles podem encontrar outro ponto de acesso com um sinal melhor que o usado atualmente e mudar sua associação. De fora, o sistema inteiro se parece com uma única LAN com fios.

Assim, a mobilidade no 802.11 tem sido limitada em comparação com a mobilidade na rede de telefonia móvel. Normalmente, o 802.11 é usado por clientes que vão de um local fixo para outro, ao invés de ser usado em trânsito. A mobilidade não é realmente necessária para uso dessa forma. Até mesmo quando a mobilidade do 802.11 é usada, ela se estende por uma única rede 802.11, que poderia cobrir, no máximo, um prédio grande. Futuros esquemas precisarão oferecer mobilidade por diferentes redes e diferentes tecnologias (por exemplo, 802.21).

Finalmente, existe o problema da segurança. Como as transmissões sem fio são feitas por radiodifusão, é fácil que computadores vizinhos recebam pacotes de informações que não foram solicitados por eles. Para evitar isso, o padrão 802.11 incluiu um esquema de encriptação conhecido como WEP (Wired Equivalent Privacy). A ideia foi tornar a segurança da rede sem fios semelhante à segurança da rede cabeada. Essa é uma boa ideia, mas infelizmente o esquema tinha falhas e logo foi quebrado (Borisov et al., 2001). Desde então, ele foi substituído por esquemas mais recentes, que possuem diferentes detalhes criptográficos no padrão 802.11i, também chamado WiFi Protected Access, inicialmente WPA e depois substituído pelo WPA2.

O 802.11 tem causado uma revolução nas redes sem fios, que ainda deverá continuar. Além de prédios, ele está começando a ser instalado em trens, aviões, barcos e automóveis, de modo que as pessoas possam navegar pela Internet enquanto viajam. Os telefones móveis e todo os tipos de aparelhos de consumo, de consoles de jogos a câmeras digitais, podem se comunicar com ele. Voltaremos a esse assunto com mais detalhes no Capítulo 4.

1.5.4 RFID E REDES DE SENSORES

As redes que estudamos até aqui são compostas de dispositivos de comunicação fáceis de reconhecer, de computadores a telefones móveis. Com a identificação por radiofrequência, ou RFID(RadioFrequencyIDentification), os objetos do cotidiano também podem fazer parte de uma rede de computadores.

Uma etiqueta RFID se parece com um selo postal adesivo, que pode ser afixado (ou embutido) em um objeto para que possa ser rastreado. O ‘objeto’ pode ser uma vaca, um passaporte, um livro ou um palete de armazenagem. A etiqueta consiste em um pequeno microchip com um identificador exclusivo e uma antena que recebe transmissões de rádio. Leitores de RFID instalados nos pontos de rastreamento encontram as etiquetas quando elas entram no alcance e solicitam informações, como mostra a Figura

1.33. As aplicações incluem verificação de identidades, gerenciamento da cadeia de suprimentos, marcação de tempo em corridas e substituição de códigos de barras.

Existem muitos tipos de RFID, cada um com diferentes propriedades, mas talvez o aspecto mais fascinante dessa tecnologia seja que a maioria das tags RFID não possui uma tomada elétrica ou uma bateria. Ao invés disso, toda a energia necessária para operá-las é fornecida na forma de ondas de rádio pelos leitores de RFID. Essa tecnologia é chamada RFID passiva, para distingui-la da RFID ativa (menos comum), em que existe uma fonte de energia na etiqueta.

Uma forma comum de RFID é a UHF RFID (Ultra-

-High Frequency RFID). Ela é usada em paletes de armazenagem e em algumas carteiras de habilitação. Os leitores enviam sinais na banda de 902-928 MHz nos Estados Unidos. As etiquetas se comunicam em distâncias de vários metros, mudando o modo como elas refletem os sinais do leitor; este é capaz de apanhar essas reflexões. Esse modo de operação é chamado refletor (ou backscatter).

Outro tipo popular de RFID é o de alta frequência, ou HF RFID (High Frequency RFID). Ele opera a 13,56 MHz e provavelmente está em seus passaportes, cartões de crédito, livros e sistemas de pagamento sem contato. A HF RFID tem um alcance curto, normalmente de um metro ou menos, pois o mecanismo físico é baseado na indução, ao invés de no refletor. Também há outras formas de RFID usando outras frequências, como a RFID de baixa frequência, ou LF RFID (Low Frequency RFID), que foi desenvolvida antes da HF RFID e é usada para rastreamento de animais. Esse é o tipo de RFID que provavelmente estará em seu gato.

Leitores de RFID precisam solucionar de alguma forma o problema de lidar com várias etiquetas dentro do alcance de leitura. Isso significa que uma etiqueta não pode sim-

Figura 1.33 | RFID usada em objetos de rede do dia a dia.

plesmente responder quando escutar um leitor, ou então os sinais de várias etiquetas poderão colidir. A solução é semelhante à técnica usada no 802.11: as etiquetas esperam por um pequeno intervalo aleatório antes de responder com sua identificação, permitindo que o leitor focalize etiquetas individuais e as interrogue mais a fundo.

A segurança é outro problema. A capacidade dos leitores de RFID de rastrear um objeto com facilidade, e, portanto, a pessoa que o utiliza, pode ser uma invasão de privacidade. Infelizmente, é difícil proteger etiquetas RFID, pois elas não possuem o poder de computação e comunicação para executar algoritmos criptográficos fortes. Ao invés disso, são usadas medidas fracas, como senhas (que podem ser facilmente descobertas). Se uma carteira de identidade pode ser lida remotamente por um guarda em uma fronteira, o que impede que essa mesma carteira seja rastreada por outra pessoa sem seu conhecimento? Nada.

As etiquetas de RFID começaram como chips de identificação, mas estão rapidamente se transformando em computadores completos. Por exemplo, muitas etiquetas possuem memória, que pode ser atualizada e consultada mais tarde, de modo que a informação sobre o que aconteceu com o objeto etiquetado pode ser armazenada com ela. Rieback et al. (2006) demonstraram que isso significa que todos os problemas comuns de malware em computador se aplicam, portanto, agora seu gato ou seu passaporte poderiam ser usados para espalhar um vírus de RFID.

Um passo adiante na capacidade da RFID é a rede de sensores. Estas redes são implantadas para monitorar aspectos do mundo físico. Até agora, elas têm sido usadas principalmente para experimentos científicos, como o monitoramento de hábitat de pássaros, atividade vulcânica e migração de zebras, mas as aplicações comerciais, como cuidados de saúde, equipamento de monitoramento para vibrações e rastreamento de produtos congelados, refrigerados ou outros produtos perecíveis, não podem ser deixadas para trás.

Os nós de sensores são pequenos computadores, normalmente do tamanho de um token de segurança, que possuem sensores de temperatura, vibração e outros. Muitos nós são colocados no ambiente a ser monitorado. Normalmente, eles possuem baterias, embora possam recolher energia de vibrações ou do sol. Assim como a RFID, ter energia suficiente é um desafio importante, e os nós precisam se comunicar cuidadosamente para poderem entregar suas informações de sensoriamento a um ponto de cole ta externo. Uma estratégia comum é que os nós se auto-organizem para repassar mensagens uns para os outros, como mostra a Figura 1.34. Esse projeto é chamado rede de múltiplos saltos (ou rede multihop).

A RFID e as redes de sensores provavelmente se tornarão muito mais capazes e difundidas no futuro. Os pesquisadores já combinaram o melhor das duas tecnologias, criando protótipos de etiquetas RFID programáveis, com sensores de luz, movimento e outros (Sample et al., 2008).

1.6 PADRONIZAÇÃO DE REDES

Existem muitos fabricantes e fornecedores de redes, cada qual com suas próprias ideias sobre como as coisas devem ser feitas. Sem coordenação, haveria um caos completo, e os usuários nada conseguiriam. A única opção de que a indústria dispõe é a criação de alguns padrões de rede. Além de permitirem que diferentes computadores se comuniquem, os padrões também ampliam o mercado para os produtos que aderem às suas regras. Um mercado mais amplo estimula a produção em massa, proporciona economia de escala no processo de produção, melhores implementações e outros benefícios que reduzem o preço e aumentam mais ainda a aceitação de um produto.

Nesta seção, examinaremos rapidamente o importante, mas pouco conhecido, mundo da padronização internacional. Porém, primeiro vamos discutir o que pertence a um padrão. Uma pessoa razoável poderia supor que um padrão lhe informe como um protocolo deverá funcionar, para que você possa fazer um bom trabalho de implementação. Essa pessoa estaria errada.

Os padrões definem o que é necessário para a interoperabilidade: nem mais, nem menos. Isso permite o surgimento de. um mercado maior e também que as empre-

Figura 1.34 | Topologia multihop de uma rede de sensores.

sas disputem com base na qualidade de seus produtos. Por exemplo, o padrão 802.11 define muitas velocidades de transmissão, mas não diz quando um emissor deve usar qual velocidade, o que é um fator essencial no bom desempenho. Isso fica a critério de quem fabrica o produto. Geralmente, conseguir interoperabilidade dessa maneira é difícil, pois existem muitas escolhas de implementação e os padrões normalmente definem muitas opções. Para o 802.11, havia tantos problemas que, em uma estratégia que se tornou uma prática comum, um grupo comercial chamado WiFi Alliance foi iniciado para trabalhar com a interoperabilidade dentro do padrão 802.11.

De modo semelhante, um padrão de protocolo define o protocolo usado, mas não a interface de serviço internamente, exceto para ajudar a explicar o próprio protocolo. As interfaces de serviço reais normalmente são patenteadas. Por exemplo, não importa o modo como o TCP realiza interface com o IP dentro de um computador para falar com um host remoto. Só importa que o host remoto fale TCP/IP. De fato, TCP e IP normalmente são implementados juntos, sem qualquer interface distinta. Com isso, boas interfaces de serviço, assim como boas APIs, são valiosas por usar os protocolos, e as melhores (como os soquetes de Berkeley) podem se tornar muito populares.

Os padrões se dividem em duas categorias: de fato e de direito. Os padrões defatosão aqueles que se consagraram naturalmente, sem nenhum plano formal. O HTTP, protocolo no qual a Web funciona, começou como um padrão de fato. Ele fazia parte dos primeiros navegadores da WWW desenvolvidos por Tim Berners-Lee no CERN, e seu uso decolou com o crescimento da Web. O Bluetooth é outro exemplo. Ele foi desenvolvido originalmente pela Ericsson, mas agora todos o utilizam.

Os padrões de direito, ao contrário, são padrões adotados por um órgão de padronização formal. Em geral, as autoridades de padronização internacional são divididas em duas classes: as que foram estabelecidas por tratados entre governos nacionais, e as organizações voluntárias, que foram criadas independentemente de tratados. Na área de padrões de redes de computadores, há diversas organizações de ambos os tipos, especialmente ITU, ISO, IETF e IEEE, os quais veremos nas próximas subseções.

Na prática, os relacionamentos entre padrões, empresas e órgãos de padronização são complicados. Os padrões de fato normalmente evoluem para padrões de direito, especialmente se tiverem sucesso. Isso aconteceu no caso do HTTP, que foi rapidamente adotado pelo IETF. Os órgãos de padrões normalmente ratificam os padrões mutuamente, como se estivessem dando um tapinha nas costas uns dos outros, a fim de aumentar o mercado para uma tecnologia. Atualmente, muitas alianças comerciais ocasionais que são formadas em torno de determinadas tecnologias também desempenham um papel significativo no desenvolvimento e refinamento de padrões de rede. Por exemplo, o projeto

de parceria do 3G, ou 3GPP (Third Generation Partnership Project) é uma colaboração entre associações de telecomunicações que controla os padrões de telefonia móvel 3G UMTS.

1.6.1 QUEM É QUEM NO MUNDO DAS TELECOMUNICAÇÕES

O status legal das companhias telefônicas do mundo varia consideravelmente de um país para outro. De um lado, estão os Estados Unidos, que têm mais de 2 mil empresas telefônicas separadas (em sua maioria, muito pequenas). Mais algumas foram incluídas com a divisão da AT&T em 1984 (então a maior corporação do mundo, oferecendo serviço telefônico a cerca de 80 por cento dos telefones dos Estados Unidos) e o Telecommunications Act de 1996, que reestruturou a regulamentação para promover a concorrência.

No outro extremo, estão os países em que o governo federal detém o monopólio de toda a área de comunicações, incluindo correios, telégrafos, telefone e muitas vezes rádio e televisão. A maior parte do mundo se enquadra nessa categoria. Em alguns casos, as telecomunicações são comandadas por uma empresa nacionalizada, mas em outros elas são controladas por uma estatal, em geral conhecida como administração PTT (Post, Telegraph & Telephone). No mundo inteiro, a tendência é de liberalização e competição, encerrando o monopólio do governo. A maioria dos países europeus agora tem suas PTTs (parcialmente) privatizadas, mas em outros lugares o processo ainda está ganhando impulso lentamente.

Com todos esses diferentes fornecedores de serviços, é cada vez maior a necessidade de oferecer compatibilidade em escala mundial para garantir que pessoas (e computadores) em diferentes países possam se comunicar. Na verdade, essa necessidade já existe há muito tempo. Em 1865, representantes de diversos governos europeus se reuniram para formar a predecessora da atual ITU (International Telecommunication Union). A missão da ITU era padronizar as telecomunicações internacionais, até então dominadas pelo telégrafo. Já naquela época estava claro que, se metade dos países utilizasse código Morse e a outra metade usasse algum outro código, haveria problemas de comunicação. Quando o telefone passou a ser um serviço internacional, a ITU também se encarregou de padronizar a telefonia. Em 1947, a ITU tornou-se um órgão das Nações Unidas.

A ITU tem cerca de 200 membros governamentais, incluindo quase todos os membros das Nações Unidas. Tendo em vista que os Estados Unidos não têm uma PTT, outro grupo teve de representá-los na ITU. Essa tarefa coube ao Departamento de Estado, provavelmente porque a ITU se relacionava com países estrangeiros, a especialidade desse departamento. Existem mais de setecentos membros setoriais e associados, incluindo as empresas de telefonia (por

exemplo, AT&T, Vodafone, Sprint), fabricantes de equipamentos de telecomunicações (por exemplo, Cisco, Nokia, Nortel), fornecedores de computadores (por exemplo, Microsoft, Agilent, Toshiba), fabricantes de chips (por exemplo, Intel, Motorola, TI) e outras empresas interessadas (por exemplo, Boeing, CBS, VeriSign).

A ITU tem três setores principais. Vamos nos concentrar principalmente na ITU-T, o setor de padronização de telecomunicações, que controla os sistemas de telefonia e de comunicação de dados. Antes de 1993, a ITU-T era conhecida como CCITT, acrônimo de Comité Consultatif International Télégraphique et Téléphonique, seu nome em francês. A ITU-R, o setor de radiocomunicações, é responsável pela coordenação do uso, por grupos de interesse concorrentes, das frequências de rádio no mundo inteiro. O outro setor é ITU-D, o setor de desenvolvimento. Ele promove o desenvolvimento de tecnologias de informação e comunicação para estreitar a ‘divisão digital’ entre as empresas com acesso efetivo às tecnologias de informação e países com acesso limitado.

A tarefa da ITU-T é definir recomendações técnicas para interfaces de telefonia, telégrafos e comunicação de dados. Em geral, essas recomendações se transformam em padrões internacionalmente reconhecidos, embora, tecnicamente, as recomendações da ITU-T sejam apenas sugestões que os governos podem adotar ou ignorar, como quiserem (porque os governos são como garotos de 13 anos

— eles não gostam de receber ordens). Na prática, um país que deseja adotar um padrão de telefonia diferente do restante do mundo tem toda a liberdade de fazê-lo, mas ficará isolado de todos os outros. Essa opção pode ser válida na Coreia do Norte, mas seria a fonte de muitos problemas em outros lugares.

O trabalho real da ITU-T é feito em seus grupos de estudo. Atualmente existem dez grupos de estudo, geralmente com até quatrocentas pessoas, que abordam assuntos variando desde cobrança telefônica até serviços de multimídia e segurança. O SG 15, por exemplo, padroniza as tecnologias DSL popularmente usadas para conexão com a Internet. Para tornar possível a obtenção de algum resultado, os grupos de estudo se dividem em setores de trabalho que, por sua vez, se dividem em equipes de especialistas que, por sua vez, se dividem em grupos ocasionais. Uma vez burocracia, sempre burocracia.

Apesar de todas essas dificuldades, a ITU-T consegue realizar algo. Desde sua origem, ela produziu cerca de 3 mil recomendações, muitas das quais são amplamente utilizadas na prática. Por exemplo, a Recomendação H.264 (também um padrão ISO conhecido como MPEG-4 AVC) é bastante usada para compactação de vídeo, e os certificados de chave pública X.509 são usados para navegação segura na Web e para assinaturas digitais no correio eletrônico.

Quando a transição iniciada na década de 1980 for concluída e as telecomunicações deixarem de ser uma

questão interna de cada país para ganhar o status de questão global, os padrões ganharão cada vez mais importância, e um número cada vez maior de organizações desejará participar do processo de definição de padrões. Para obter mais informações sobre a ITU, consulte Irmer (1994).

1.6.2 QUEM É QUEM NO MUNDO DOS PADRÕES INTERNACIONAIS

Os padrões internacionais são produzidos e publicados pela ISO (International Standards Organization¹), uma organização voluntária independente, fundada em 1946. Seus membros são as organizações nacionais de padrões dos 157 países membros. Dentre eles estão as seguintes organizações: ANSI (Estados Unidos), BSI (Grã-Bretanha), AFNOR (França), DIN (Alemanha) e 153 outros.

A ISO publica padrões sobre uma vasta gama de assuntos, desde porcas e parafusos (literalmente) ao revestimento usado nos postes telefônicos [sem mencionar sementes de cacau (ISO 2451), redes de pesca (ISO 1530), roupas íntimas femininas (ISO 4416) e vários outros assuntos que ninguém imaginaria que estivessem sujeitos à padronização]. Em questões de padrões de telecomunicação, a ISO e a ITU-T normalmente cooperam (a ISO é um membro da ITU-T) para evitar a ironia de dois padrões internacionais oficiais e mutuamente incompatíveis.

A ISO já publicou mais de 17 mil padrões, incluindo os padrões OSI. Ela tem mais de duzentos comitês técnicos, ou TCs (Technical Committees), numerados por ordem de criação, cada um lidando com um assunto específico. O TC1 lida com porcas e parafusos (padronizando as medidas da rosca). O JTC1 trata da tecnologia de informação, incluindo redes, computadores e software. Ele é o primeiro (e até aqui único) comitê técnico conjunto, criado em 1987 mesclando o TC97 com as atividades no IEC, outro órgão de padronização. Cada TC tem subcomitês (SCs) que, por sua vez, se dividem em grupos de trabalho (working groups — WGs).

O trabalho real da ISO é feito em grande parte nos grupos de trabalho, em torno dos quais se reúnem 100 mil voluntários de todo o mundo. Muitos desses ‘voluntários’ foram escalados para trabalhar em questões da ISO pelos seus empregadores, cujos produtos estão sendo padronizados. Outros são funcionários públicos ansiosos por descobrir um meio de transformar o que é feito em seus países de origem em padrão internacional. Especialistas acadêmicos também têm participação ativa em muitos grupos de trabalho.

O procedimento usado pela ISO para a adoção de padrões foi criado de modo a obter o maior consenso possível. O processo começa quando uma das organizações de padrões nacionais sente a necessidade de um padrão internacional em alguma área. Em seguida, é formado um grupo de trabalho com a finalidade de produzir um ras-

---

cunho de comitê ou CD (Committee Draft). Depois, o CD é distribuído a todas as entidades associadas, que têm seis meses para analisá-lo. Se ele for aprovado por uma ampla maioria, um documento revisado, chamado rascunho de norma internacional ou DIS (Draft International Standard), será produzido e distribuído para receber comentários e ser votado. Com base nos resultados dessa rodada, o texto final do padrão internacional ou IS (International Standard) é preparado, aprovado e publicado. Nas áreas de grande controvérsia, o CD ou o DIS passam por diversas revisões até obter o número de votos necessário, em um processo que pode durar anos.

O NIST (National Institute of Standards and Technology) é um órgão do Departamento de Comércio dos Estados Unidos. Ele, que já foi chamado de National Bureau of Standards, emite padrões que controlam as com-

pras feitas pelo governo dos Estados Unidos, exceto as do Departamento de Defesa, que tem seus próprios padrões.

Outro participante essencial no mundo dos padrões é o IEEE (Institute of Electrical and Electronics Engineers), a maior organização profissional do mundo. Além de publicar uma série de jornais e promover diversas conferências a cada ano, o IEEE tem um grupo de padronização que desenvolve padrões nas áreas de engenharia elétrica e informática. O comitê 802 do IEEE padronizou vários tipos de LANs. Estudaremos alguns de seus resultados mais adiante neste livro. O trabalho é feito por um conjunto de grupos de trabalho, os quais estão listados na Tabela 1.4. A taxa de sucesso dos diversos grupos de trabalho do 802 tem sido baixa; ter um número 802.x não é garantia de sucesso. Porém, o impacto das histórias de sucesso (em especial do 802.3 e do 802.11) no setor e no mundo tem sido enorme.

Número	Assunto
802.1	Avaliação e arquitetura de LANs
802.2 ↓	Controle de link lógico
802.3 *	Ethernet
802.4 ↓	Token bus (barramento de tokens; foi usado por algum tempo em unidades industriais)
802.5	Token ring (anel de tokens; a entrada da IBM no mundo das LANs)
802.6 ↓	Fila dual barramento dual (primeira rede metropolitana)
802.7 ↓	Grupo técnico consultivo sobre tecnologias de banda larga
802.8 †	Grupo técnico consultivo sobre tecnologias de fibra óptica
802.9 ↓	LANs isócronas (para aplicações em tempo real)
802.10 ↓	LANs virtuais e segurança
802.11 *	LANs sem fios (WiFi)
802.12 ↓	Prioridade de demanda (AnyLAN da Hewlett-Packard)
802.13	Número relacionado à má sorte. Ninguém o quis
802.14 ↓	Modems a cabo (extinto: um consórcio industrial conseguiu chegar primeiro)
802.15 *	Redes pessoais (Bluetooth, Zigbee)
802.16 *	Banda larga sem fio (WiMAX)
802.17	Anel de pacote resiliente
802.18	Grupo técnico consultivo sobre questões de regulamentação de rádio
802.19	Grupo técnico consultivo sobre coexistência de todos esses padrões
802.20	Banda larga móvel sem fio (semelhante ao 802.16e)
802.21	Transferência independente do meio (para tecnologias de roaming)
802.22	Rede regional sem fios

Tabela 1.4 | Os grupos de trabalho 802. Os grupos importantes estão marcados com *. Aqueles marcados com ↓ estão hibernando. O grupo marcado com † desistiu e foi dissolvido.

1.6.3 QUEM É QUEM NO MUNDO DOS PADRÕES DA INTERNET

A Internet mundial tem seus próprios mecanismos de padronização, que são bastante diferentes dos adotados pela ITU-T e pela ISO. Grosso modo, pode-se dizer que as pessoas que participam das reuniões de padronização da ITU ou da ISO se apresentam de paletó e gravata, ao passo que as pessoas que participam das reuniões de padronização na Internet usam jeans (exceto quando os encontros são em locais quentes, quando utilizam bermudas e camisetas).

As reuniões da ITU-T e da ISO são frequentadas por pessoas ligadas à iniciativa privada e ao governo, cuja especialidade é a padronização. Para essas pessoas, a padronização é algo sagrado e a ela dedicam suas vidas. Por outro lado, as pessoas ligadas à Internet têm uma natureza anárquica. No entanto, com centenas de milhões de pessoas fazendo tudo por sua conta, pode haver uma pequena comunicação. Por essa razão, os padrões — apesar dos pesares — acabam se fazendo necessários. Neste contexto, David Clark fez o seguinte comentário sobre padronização na Internet, hoje famoso: ‘consenso rígido e código funcional’.

Quando a ARPANET foi configurada, o Departamento de Defesa dos Estados Unidos criou um comitê informal para supervisioná-la. Em 1983, o comitê passou a ser chamado IAB (Internet Activities Board) e teve seus objetivos ampliados, ou seja, foi possível manter os pesquisadores envolvidos com a ARPANET e a Internet mais ou menos voltados para uma mesma direção, uma tarefa bastante árdua, diga-se de passagem. Mais tarde, o significado do acrônimo ‘IAB’ mudou para Internet ArchitectureBoard.

Cada um dos cerca de dez membros do IAB coordenou uma força-tarefa sobre alguma questão importante. O IAB promovia diversas reuniões anuais para discutir os resultados e prestar contas ao Departamento de Defesa e à NSF, que na época estavam financiando a maior parte de suas atividades. Quando havia necessidade de um padrão (por exemplo, um novo algoritmo de roteamento), os membros do IAB o elaboravam e, em seguida, anunciavam a mudança aos estudantes universitários, de modo que os envolvidos na produção do software pudessem implementá-lo. A comunicação era feita por uma série de relatórios técnicos, chamados RFCs (Request For Comments). As RFCs são armazenadas on-line, e todas as pessoas interessadas podem ter acesso a elas em www. ietf.org/rfc. Elas são numeradas em ordem cronológica de criação, e já estão na casa dos 5 mil. Vamos nos referir a muitas RFCs neste livro.

Por volta de 1989, a Internet havia crescido tanto que teve de abdicar de seu estilo altamente informal. Muitos fabricantes estavam oferecendo produtos TCP/IP e não queriam mudá-los só porque uma dezena de pesquisadores acreditava ter uma ideia melhor. No verão de 1989, o IAB se reorganizou mais uma vez. Os pesquisadores se reuniram em torno da IRTF (Internet Research Task Force), que se transformou em uma subsidiária do IAB, junto com a IETF (Internet Engineering Task Force). O IAB foi novamente ocupado por pessoas que representavam uma faixa mais ampla de organizações que a simples comunidade de pesquisa. Inicialmente, os membros do grupo teriam um mandato indireto de dois anos, sendo os novos membros indicados pelos antigos. Mais tarde foi criada a Internet Society, integrada por pessoas interessadas na Internet. De certa forma, a Internet Society pode ser comparada à ACM ou ao IEEE. Ela é administrada por conselheiros eleitos que, por sua vez, indicam os membros do IAB.

A ideia dessa divisão era fazer com que a IRTF se concentrasse em pesquisas a longo prazo, enquanto a IETF lidaria com questões de engenharia a curto prazo. A IETF foi dividida em grupos de trabalho, e cada um deveria resolver um problema específico. Os coordenadores desses grupos de trabalho inicialmente formariam uma espécie de comitê geral para orientar o esforço de engenharia. Dentre os assuntos estudados pelos grupos de trabalho estão novas aplicações, informações para o usuário, integração do OSI, roteamento e endereçamento, segurança, gerenciamento de redes e padrões. Por fim, formaram-se tantos grupos de trabalho (mais de 70) que foi necessário agrupá-los em áreas, cujos coordenadores passaram a integrar o comitê geral.

Além disso, foi adotado um processo de padronização mais formal, semelhante aos da ISO. Para se tornar um Proposed Standard (padrão proposto), a ideia básica deve ser explicada em uma RFC e despertar na comunidade um interesse suficiente para merecer algum tipo de consideração. Para chegar ao estágio de Draft Standard (padrão de rascunho), o padrão proposto precisa ser rigorosamente testado por, no mínimo, dois locais independentes durante quatro meses. Se o IAB for convencido de que a ideia é viável e de que o software funciona, ele poderá atribuir à RFC em questão o status de Internet Standard (padrão da Internet). Alguns padrões da Internet foram adotados pelo Departamento de Defesa dos Estados Unidos (MIL-STD), tornando-se obrigatórios para seus fornecedores.

Para os padrões da Web, o WorldWideWebConsortium(W3C) desenvolve protocolos e diretrizes para facilitar o crescimento da Web a longo prazo. Esse é um consórcio industrial liderado por Tim Berners-Lee e estabelecido em 1994, quando a Web realmente começou a ganhar força. O W3C agora tem mais de trezentos membros do mundo inteiro e já produziu mais de cem Recomendações do W3C, como são chamados seus padrões, abordando assuntos como HTML e privacidade na Web.

1.7 UNIDADES DE MEDIDA

Para evitar qualquer confusão, vale a pena declarar explicitamente que, neste livro, como na ciência da computação em geral, as unidades de medida são usadas no lugar das unidades tradicionais inglesas. Os principais prefixos de medida estão listados na Tabela 1.5. Em geral, os prefixos são abreviados por sua letra inicial, com as unidades maiores que 1 em maiúsculas (KB, MB etc.). Uma exceção (por razões históricas) é a unidade kbps para indicar kilobits/s. Desse modo, uma linha de comunicação de 1 Mbps transmite 10⁶ bits/s e um clock de 100 psegundos (ou 100 ps) pulsa a cada 10^-10 segundos. Tendo em vista que os prefixos mili e micro começam ambos pela letra ‘m’, foi preciso fazer uma escolha. Normalmente, ‘m’ representa mili e ‘µ’ (a letra grega mi) representa micro.

Também vale a pena assinalar que, para medir tamanhos de memória, disco, arquivos e bancos de dados, uma prática comum na indústria, as unidades têm significados um pouco diferentes. Nesses casos, kilo significa 2¹⁰ (1.024), em vez de 10³ (1.000), porque as memórias sempre são medidas em potências de dois. Desse modo, uma memória de 1 KB contém 1.024 bytes, e não 1.000 bytes. Obser ve também que a letra ‘B’ maiúscula, nesse uso, significa ‘bytes’ (unidades de oito bits), enquanto uma letra ‘b’ minúscula significa ‘bits’. De modo semelhante, uma memória de 1 MB contém 2²⁰ (1.048.576) bytes, uma memória de 1 GB contém 2³⁰ (1.073.741.824) bytes e um banco de dados de 1 TB contém 2⁴⁰ (1.099.511.627.776) bytes. No entanto, uma linha de comunicação de 1 kbps transmite bits por segundo, e uma LAN de 10 Mbps funciona a 10.000.000 bits/s, porque essas velocidades não são potências de dois. Infelizmente, muitas pessoas tendem a misturar esses dois sistemas, especialmente para tamanhos de disco. Para evitar ambiguidade, neste livro usaremos os símbolos KB, MB, GB e TB para 2¹⁰, 2²⁰, 2³⁰ e 2⁴⁰ bytes, respectivamente, e os símbolos kbps, Mbps, Gbps e Tbps para 10³, 10⁶, 10⁹ e 10¹² bits/s, respectivamente.

1.8 VISÃO GERAL DOS OUTROS CAPÍTULOS DO LIVRO

Este livro descreve os princípios e a prática em redes de computadores. A maioria dos capítulos começa com uma discussão dos princípios relevantes, seguida por uma série de exemplos ilustrativos. Em geral, esses exemplos são extraídos da Internet e das redes sem fios, como a rede de telefonia móvel, uma vez que tais redes são importantes e muito diferentes. Serão apresentados outros exemplos quando for relevante.

A estrutura deste livro segue o modelo híbrido da Figura 1.20. A partir do Capítulo 2, vamos começar a percorrer nosso caminho pela hierarquia de protocolos, começando pela parte inferior. Apresentaremos uma rápida análise do processo de comunicação de dados, com sistemas de transmissão cabeada e sem fio. Esse material está voltado para a camada física, apesar de examinarmos apenas sua arquitetura e deixarmos de lado os aspectos de hardware. Diversos exemplos da camada física também são discutidos, como as redes de telefonia pública comutada, de telefones celulares e a rede de televisão a cabo.

Os capítulos 3 e 4 discutem a camada de enlace de dados em duas partes. O Capítulo 3 examina o problema de como enviar pacotes por um enlace, incluindo detecção e correção de erros. Examinamos o DSL (usado para acesso à Internet de banda larga por linhas telefônicas) como um exemplo do mundo real de um protocolo de enlace de dados.

O Capítulo 4 é dedicado à subcamada de acesso ao meio, que faz parte da camada de enlace de dados, que lida com a questão de como compartilhar um canal entre vários computadores. Os exemplos que examinamos incluem redes sem fios, como 802.11 e RFID, e LANs com fio, como a Ethernet clássica. Também discutimos os switches da camada de enlace que conectam as LANs, como a Ethernet comutada.

Exp.	Explícita	Prefixo	Exp.	Explícita	Prefixo
10–3	0,001	mili	103	1.000	Kilo
10–6	0,000001	micro	106	1.000.000	Mega
10–9	0,000000001	nano	109	1.000.000.000	Giga
10–12	0,000000000001	pico	1012	1.000.000.000.000	Tera
10–15	0,000000000000001	femto	1015	1.000.000.000.000.000	Peta
10–18	0,000000000000000001	atto	1018	1.000.000.000.000.000.000	Exa
10–21	0,000000000000000000001	zepto	1021	1.000.000.000.000.000.000.000	Zetta
10–24	0,000000000000000000000001	yocto	1024	1.000.000.000.000.000.000.000.000	Yotta

Tabela 1.5 | Os principais prefixos de medida.

O Capítulo 5 trata da camada de rede, em especial o roteamento. Serão abordados muitos algoritmos de roteamento, tanto estático quanto dinâmico. Porém, mesmo com bons algoritmos de roteamento, se for oferecido mais tráfego do que a rede pode manipular, alguns pacotes sofrerão atrasos ou serão descartados. Discutimos essa questão desde como impedir o congestionamento até como garantir uma certa qualidade de serviço. A conexão de redes heterogêneas para formar redes interligadas leva a numerosos problemas que também serão analisados. A camada de rede na Internet recebe uma extensa abordagem.

O Capítulo 6 é dedicado à camada de transporte. Grande parte da ênfase é sobre os protocolos orientados a conexões e confiança, uma vez que muitas aplicações necessitam deles. Estudaremos em detalhes os protocolos de transporte da Internet, UDP e TCP, bem como seus problemas de desempenho.

O Capítulo 7 é dedicado à camada de aplicação, seus protocolos e suas aplicações. O primeiro tópico é o DNS, que é o catálogo telefônico da Internet. Em seguida, vem o correio eletrônico, incluindo uma discussão de seus protocolos. Depois, passamos para a Web, com descrições detalhadas de conteúdo estático e dinâmico, e o que acontece nos lados cliente e servidor. Depois disso, examinamos multimídia em rede, incluindo streaming de áudio e vídeo. Por fim, discutimos as redes de entrega de conteúdo, incluindo a tecnologia peer-to-peer.

O Capítulo 8 dedica-se à segurança das redes. Esse tópico tem aspectos que se relacionam a todas as camadas; assim, é mais fácil estudá-los depois que todas as camadas tiverem sido completamente examinadas. O capítulo começa com uma introdução à criptografia. Mais adiante, o capítulo mostra como a criptografia pode ser usada para garantir a segurança da comunicação, do correio eletrônico e da Web. O capítulo termina com uma discussão de algumas áreas em que a segurança atinge a privacidade, a liberdade de expressão, a censura e outras questões sociais.

O Capítulo 9 contém uma lista comentada de leituras sugeridas, organizadas por capítulo. Seu objetivo é ajudar os leitores que desejam ter mais conhecimentos sobre redes. O capítulo também apresenta uma bibliografia em ordem alfabética com todas as referências citadas neste livro.

1.9 RESUMO

As redes de computadores têm inúmeros usos, tanto por empresas quanto por indivíduos, tanto em casa quanto em trânsito. Para as empresas, as redes de computadores pessoais que utilizam servidores compartilhados frequentemente oferecem acesso a informações corporativas, normalmente usando o modelo cliente-servidor com os desktops de funcionários atuando como clientes que acessam servidores poderosos na sala de máquinas. Para as pessoas, as redes oferecem acesso a uma série de informações e fontes de entretenimento, bem como um modo de comprar e vender produtos e serviços. Em geral, as pessoas têm acesso à Internet com a utilização de um telefone ou provedores a cabo em casa, embora um número cada vez maior de pessoas tenha uma conexão sem fio para laptops e telefones. Os avanços na tecnologia estão permitindo novos tipos de aplicações móveis e redes com computadores embutidos em aparelhos e outros dispositivos do usuário. Os mesmos avanços levantam questões sociais, como preocupações acerca de privacidade.

Grosso modo, as redes podem ser divididas em LANs, MANs, WANs e internets. As LANs abrangem um prédio e operam em altas velocidades. As MANs em geral abrangem uma cidade, por exemplo, o sistema de televisão a cabo, que hoje é utilizado por muitas pessoas para acessar a Internet. As WANs abrangem um país ou um continente. Algumas das tecnologias usadas para montar essas redes são ponto a ponto (por exemplo, um cabo), enquanto outras são por broadcast (por exemplo, as redes sem fio). As redes podem ser interconectadas com roteadores para formar internets, das quais a Internet é o exemplo maior e mais conhecido. As redes sem fios, por exemplo, as LANs 802.11 e a telefonia móvel 3G, também estão se tornando extremamente populares.

O software de rede consiste em protocolos ou regras pelas quais os processos se comunicam. A maioria das redes aceita as hierarquias de protocolos, com cada camada fornecendo serviços às camadas situadas acima dela e isolando-as dos detalhes dos protocolos usados nas camadas inferiores. Em geral, as pilhas de protocolos se baseiam no modelo OSI ou no TCP/IP. Esses dois modelos têm camadas de enlace, rede, transporte e aplicação, mas apresentam diferenças nas outras camadas. As questões de projeto incluem confiabilidade, alocação de recursos, crescimento, segurança e outros. Grande parte deste livro lida com protocolos e seu projeto.

As redes fornecem vários serviços a seus usuários. Esses serviços podem variar da entrega de pacotes por melhores esforços por serviços não orientados a conexões até a entrega garantida por serviços orientados a conexões. Em algumas redes, o serviço não orientado a conexões é fornecido em uma camada e o serviço orientado a conexões é oferecido na camada acima dela.

Entre as redes mais conhecidas estão a Internet, a rede de telefonia móvel 3G e as LANs 802.11. A Internet evoluiu a partir da ARPANET, à qual foram acrescentadas outras redes para formar uma rede interligada. A Internet atual é, na realidade, um conjunto com muitos milhares de redes que usam a pilha de protocolos TCP/ IP. A rede de telefonia móvel 3G oferece acesso sem fio e móvel à Internet, em velocidades de múltiplos Mbps e, naturalmente, também realiza chamadas de voz. As LANs sem fios baseadas no padrão IEEE 802.11 são implantadas em muitas casas e cafés, e podem oferecer co-

nectividade em velocidades superiores aos 100 Mbps. Novos tipos de redes também estão surgindo, como as redes de sensores embutidas e as redes baseadas na tecnologia RFID.

Fazer vários computadores se comunicarem exige uma extensa padronização, tanto de hardware quanto de software. Organizações como ITU-T, ISO, IEEE e IAB administram partes diferentes do processo de padronização.

PROBLEMAS

1. Imagine que você tenha treinado Bernie, seu cachorro São Bernardo, para carregar uma caixa de três fitas de 8 mm, em vez de um cantil de conhaque. (Quando seu disco ficar cheio, considere isso como uma emergência.) Cada uma dessas fitas contém 7 gigabytes. O cachor ro pode viajar a seu lado, onde quer que você esteja, a 18 km/h. Para qual intervalo de distâncias Bernie terá uma taxa de dados mais alta que uma linha de transmissão cuja taxa de dados (excluindo o overhead) é de 150 Mbps? Como sua resposta mudaria se (i) A velocidade de Bernie dobrasse; (ii) a capacidade de cada fita fosse dobrada; (iii) a taxa de dados da linha de transmissão fosse dobrada.

2. Uma alternativa para uma LAN é simplesmente instalar um grande sistema de tempo compartilhado (timesharing) com terminais para todos os usuários. Apresente duas vantagens de um sistema cliente-servidor que utilize uma LAN.

3. O desempenho de um sistema cliente-servidor é influenciado por dois fatores de rede: a largura de banda da rede (quantos bits/s ela pode transportar) e a latência (quantos segundos o primeiro bit leva para ir do cliente até o servidor). Dê um exemplo de uma rede que exibe alta largura de banda e alta latência. Depois, dê um exemplo de rede com baixa largura de banda e baixa latência.

4. Além da largura de banda e da latência, que outro parâmetro é necessário para permitir uma boa caracterização da qualidade de serviço oferecida por uma rede empregada para (i) tráfego de voz digitalizada? (ii) tráfego de vídeo? (iii) tráfego de transação financeira?

5. Um fator que influencia no atraso de um sistema de comutação de pacotes store-and-forward é qual o tempo necessário para armazenar e encaminhar um pacote por um switch. Se o tempo de comutação é 10 µs, é provável que esse seja um fator importante na resposta de um sistema cliente-servidor quando o cliente está em Nova York e o servidor está na Califórnia? Suponha que a velocidade de propagação em cobre e fibra seja igual a 2/3 da velocidade da luz no vácuo.

6. Um sistema cliente-servidor usa uma rede de satélite, com o satélite a uma altura de 40.000 km. Qual é o maior atraso em resposta a uma solicitação?

7. No futuro, quando todo mundo tiver um terminal doméstico conectado a uma rede de computadores, será possível realizar plebiscitos instantâneos sobre questões importantes. É provável que a política atual seja eliminada, permitindo que as pessoas expressem seus desejos de maneira mais direta. Os aspectos positivos dessa democracia direta são óbvios; analise alguns dos aspectos negativos.

8. Um conjunto de cinco roteadores deve ser conectado a uma sub-rede ponto a ponto. Entre cada par de roteadores, os projetistas podem colocar uma linha de alta velocidade, uma linha de média velocidade, uma linha de baixa velocidade ou nenhuma linha. Se forem necessários 100 ms do tempo do computador para gerar e inspecionar cada topologia, quanto tempo será necessário para inspecionar todas elas?

9. Uma desvantagem de uma sub-rede de broadcast é a capacidade desperdiçada quando há vários hosts tentando acessar o canal ao mesmo tempo. Como um exemplo simples, suponha que o tempo esteja dividido em slots discretos, com cada um dos n hosts tentando usar o canal com probabilidade p durante cada slot. Que fração dos slots é desperdiçada em consequência das colisões?

10. Quais são as duas razões para a utilização de protocolos dispostos em camadas? Qual é uma possível desvantagem do uso de protocolos dispostos em camadas?

11. O presidente da Specialty Paint Corp. resolve trabalhar com uma cervejaria local com a finalidade de produzir uma lata de cerveja invisível (como uma medida para evitar acúmulo de lixo). O presidente pede que o departamento jurídico analise a questão e este, por sua vez, entra em contato com a empresa de engenharia. Como resultado, o engenheiro-chefe entra em contato com o funcionário de cargo equivalente na cervejaria para discutir os aspectos técnicos do projeto. Em seguida, os engenheiros enviam um relatório a seus respectivos departamentos jurídicos, que então discutem por telefone os aspectos legais. Por fim, os presidentes das duas empresas discutem as questões financeiras do negócio. Que princípio de um protocolo multicamadas (com base no modelo OSI) esse mecanismo de comunicação infringe?

12. Duas redes podem oferecer um serviço orientado a conexões bastante confiável. Uma delas oferece um fluxo de bytes confiável e a outra, um fluxo de mensagens confiável. Elas são idênticas? Se forem, por que se faz essa distinção? Se não, dê um exemplo de como elas diferem.

13. O que significa ‘negociação’ em uma discussão sobre protocolos de rede? Dê um exemplo.

14. Na Figura 1.16, é mostrado um serviço. Há outros serviços implícitos nessa figura? Em caso afirmativo, onde? Caso contrário, por que não?

15. Em algumas redes, a camada de enlace de dados trata os erros de transmissão solicitando a retransmissão de quadros danificados. Se a probabilidade de um quadro estar danificado é p, qual é o número médio de transmissões necessárias para enviar um quadro? Suponha que as confirmações nunca sejam perdidas.

16. Um sistema tem uma hierarquia de protocolos com n camadas. As aplicações geram mensagens com M bytes de comprimento. Em cada uma das camadas é acrescentado um cabeçalho com h bytes. Que fração da largura de banda da rede é preenchida pelos cabeçalhos?

17. Qual é a principal diferença entre o TCP e o UDP?

18. A sub-rede da Figura 1.22(b) foi projetada para resistir a uma guerra nuclear. Quantas bombas seriam necessárias para particionar os nós em dois conjuntos desconectados? Suponha que qualquer bomba destrua um nó e todos os links conectados a ele.

19. A cada 18 meses, a Internet praticamente dobra de tamanho. Embora ninguém possa dizer com certeza, estima-se que havia 600 milhões de hosts em 2009. Utilize esses dados para calcular o número previsto de hosts da Internet em 2018. Você acredita nisso? Explique por que ou por que não.

20. Quando um arquivo é transferido entre dois computadores, duas estratégias de confirmação são possíveis. Na primeira, o arquivo é dividido em pacotes, os quais são confirmados individualmente pelo receptor, mas a transferência do arquivo como um todo não é confirmada. Na segunda, os pacotes não são confirmados individualmente, mas, ao chegar a seu destino, o arquivo inteiro é confirmado. Analise essas duas abordagens.

21. As operadoras da rede de telefonia móvel precisam saber onde os telefones móveis de seus assinantes (logo, seus usuários) estão localizados. Explique por que isso é ruim para os usuários. Agora, dê motivos pelos quais isso é bom para os usuários.

22. Qual era o comprimento de um bit, em metros, no padrão 802.3 original? Utilize uma velocidade de transmissão de 10 Mbps e suponha que a velocidade de propagação no cabo coaxial seja igual a 2/3 da velocidade da luz no vácuo.

23. Uma imagem tem 1.600 × 1.200 pixels com 3 bytes/pixel. Suponha que a imagem seja descompactada. Quanto tempo é necessário para transmiti-la por um canal de modem de 56 kbps? E por um modem a cabo de 1 Mbps? E por uma rede Ethernet de 10 Mbps? E pela rede Ethernet de 100 Mbps? E pela gigabit Ethernet?

24. A Ethernet e as redes sem fios apresentam algumas semelhanças e algumas diferenças. Uma propriedade da Ethernet é de que apenas um quadro pode ser transmitido de cada vez em uma rede Ethernet. A rede 802.11 compartilha essa propriedade com a Ethernet? Analise sua resposta.

25. Liste duas vantagens e duas desvantagens da existência de padrões internacionais para protocolos de redes.

26. Quando um sistema tem uma parte permanente e uma parte removível (como uma unidade de CD-ROM e o CD-ROM), é importante que o sistema seja padronizado, de modo que empresas diferentes possam produzir as partes permanentes e as removíveis, para que sejam compatíveis entre si. Cite três exemplos fora da indústria de informática em que esses padrões internacionais estão presentes. Agora, cite três áreas fora da indústria de informática em que eles não estão presentes.

27. Suponha que os algoritmos usados para implementar as operações na camada k sejam mudados. Como isso afeta as operações nas camadas k 1 e k + 1?

28. Suponha que haja uma mudança no serviço (conjunto de operações) fornecido pela camada k. Como isso afeta os serviços nas camadas k 1 e k + 1?

29. Faça uma lista de motivos pelos quais o tempo de resposta de um cliente pode ser maior do que o atraso no melhor caso.

30. Quais são as desvantagens do uso de células pequenas, de tamanho fixo, em ATM?

31. Faça uma lista de atividades que você pratica todo dia em que são utilizadas redes de computadores. Como sua vida seria alterada se de repente essas redes fossem desativadas?

32. Descubra quais são as redes usadas em sua escola ou local de trabalho. Descreva os tipos de redes, as topologias e os métodos de comutação utilizados.

33. O programa ping lhe permite enviar um pacote de teste a um dado local e verificar quanto tempo ele demora para ir e voltar. Tente usar ping para ver quanto tempo ele demora para trafegar do local em que você esta até vários locais conhecidos. A partir desses dados, represente o tempo em trânsito de mão única pela Internet como uma função de distância. É melhor usar universidades, uma vez que a localização de seus servidores é conhecida com grande precisão. Por exemplo, berkeley.edu está em Berkeley, Califórnia; mit.edu está em Cambridge, Massachusetts; vu.nl está em Amsterdã, Holanda; www.usyd. edu.au está em Sydney, Austrália; e www.uct.ac.za está em Cidade do Cabo, África do Sul.

34. Vá ao website da IETF, www.ietf.org, ver o que eles estão fazendo. Escolha um projeto de que você goste e escreva um relatório de meia página sobre o problema e a solução proposta.

35. A Internet é composta por um grande número de redes. Sua organização determina a topologia da Internet. Uma quantidade considerável de informações sobre a topologia da Internet está disponível on-line. Use um mecanismo de busca para descobrir mais sobre a topologia da Internet e escreva um breve relatório resumindo suas descobertas.

36. Pesquise na Internet para descobrir alguns dos pontos de emparelhamento (peering points) importantes, usados atualmente para o roteamento de pacotes na Internet.

37. Escreva um programa que implemente o fluxo de mensagens da camada superior até a camada inferior do modelo de protocolo de sete camadas. Seu programa deverá incluir uma função de protocolo separada para cada camada. Os cabeçalhos de protocolo são sequências de até 64 caracteres. Cada função do protocolo tem dois parâmetros: uma mensagem passada do protocolo da camada mais alta (um char buffer) e o tamanho da mensagem. Essa função conecta seu cabeçalho na frente da mensagem, imprime a nova mensagem na saída-padrão e depois chama a função do protocolo da camada inferior. A entrada do programa é uma mensagem de aplicação (uma sequência de 80 caracteres ou menos).

CAPÍTULO 2

A camada física

Neste capítulo, analisaremos a camada mais baixa da hierarquia em nosso modelo de protocolo. Ela define as interfaces elétrica, de sincronização e outras, pelas quais os bits são enviados como sinais pelos canais. A camada física é o alicerce sobre o qual a rede é construída. Como as propriedades dos diferentes tipos de canais físicos determinam o desempenho (por exemplo, troughput, latência e taxa de erros), este é um bom lugar para começar nossa jornada até a ‘terra das redes’.

Inicialmente, faremos uma análise teórica da transmissão de dados, apenas para descobrir que a Mãe Natureza impõe limites sobre o que pode ser enviado por um canal. Em seguida, discutiremos três meios de transmissão: guiado (fio de cobre e fibra óptica), sem fio (rádio terrestre) e satélite. Cada uma dessas tecnologias tem diferentes propriedades que afetam o projeto e o desempenho das redes que as utilizam. Esse material fornecerá informações fundamentais sobre as principais tecnologias de transmissão usadas em redes modernas.

Em seguida, abordaremos a modulação digital, que trata de como os sinais analógicos são convertidos em bits digitais e a sinais novamente. A seguir, examinaremos os esquemas de multiplexação, explorando como várias conversas podem ser feitas no mesmo meio de transmissão ao mesmo tempo, sem interferir umas com as outras.

Por fim, veremos três exemplos de sistemas de comunicação usados na prática nas redes de computadores a longas distâncias: o sistema de telefonia (fixa), o sistema de telefonia móvel (ou celular) e o sistema de televisão a cabo. Como os três são muito importantes na prática, dedicaremos uma boa quantidade de espaço a cada um.

2.1 A BASE TEÓRICA DA COMUNICAÇÃO DE DADOS

As informações podem ser transmitidas por fios, fazendo-se variar alguma propriedade física, como tensão ou corrente. Representando o valor dessa tensão ou corrente

como uma função de tempo com um valor único, f(t), podemos criar um modelo para o comportamento do sinal e analisá-lo matematicamente. Essa análise será o assunto das próximas seções.

2.1.1 ANÁLISE DE FOURIER

No início do século XIX, o matemático francês Jean-Baptiste Fourier provou que qualquer função periódica razoavelmente estável, g(t), com período T, pode ser construída como a soma de um número (possivelmente infinito) de senos e cossenos:

onde f = 1/T é a frequência fundamental, a_n e b_n são as amplitudes do seno e do cosseno dos n-ésimos harmônicos (termos) e c é uma constante. Essa decomposição é chamada série de Fourier. A partir da série de Fourier, a função pode ser reconstruída, ou seja, se o período T for conhecido e as amplitudes forem dadas, a função original no tempo poderá ser encontrada efetuando-se as somas da Equação 2.1.

Um sinal de dados com uma duração finita (como acontece com todos eles) pode ser tratado apenas com base na premissa de que ele repete o mesmo padrão (ou seja, o intervalo de T a 2T é igual ao de 0 a T etc.).

As a_n amplitudes podem ser calculadas para qualquer g(t) dada, multiplicando-se ambos os lados da Equação 2.1 por sen(2kft) e, em seguida, integrando-se de 0 a T. Como

apenas um termo do somatório permanece: a_n. O somatório b_n desaparece completamente. Da mesma forma, multiplicando a Equação 2.1 por cos(2kft) e integrando entre 0 e T, podemos derivar b_n. Integrando ambos os lados da equação tal como ela se encontra, podemos achar c. Os resultados dessas operações são:

2.1.2 SINAIS LIMITADOS PELA LARGURA DE BANDA

A importância de tudo isso para a comunicação de dados é que os canais reais afetam diferentes sinais de frequência de formas diferentes. Vamos analisar um exemplo específico: a transmissão do caractere ASCII ‘b’ codificado como um byte de 8 bits. O padrão de bits que deve ser transmitido é 01100010. A parte esquerda da Figura 2.1(a) mostra a saída de tensão do computador transmissor. A análise de Fourier desse sinal produz os seguintes coeficientes:

Figura 2.1 | (a) Um sinal binário e a raiz quadrada média das amplitudes de Fourier. (b)-(e) Aproximações sucessivas do sinal original.

A raiz quadrada média das amplitudes, para os primeiros termos são mostradas no lado direito da Figura 2.1(a). Esses valores são importantes porque seus quadrados são proporcionais à energia transmitida na frequência correspondente.

Nenhum recurso de transmissão é capaz de transmitir sinais sem perder parte da energia no processo. Se todos os coeficientes da série de Fourier fossem igualmente reduzidos, o sinal resultante seria reduzido em amplitude, mas não distorcido [isto é, ele teria a mesma forma mostrada na Figura 2.1(a)]. Infelizmente, todos os meios de transmissão reduzem diferentes componentes de Fourier por diferentes valores e, em consequência disso, introduzem distorção. Em geral, para um fio, as amplitudes são transmitidas sem redução, de 0 até alguma frequência f_c [medida em ciclos/s ou Hertz (Hz)], com todas as frequências acima dessa frequência de corte (cutoff) sendo atenuadas. A faixa de frequências transmitidas sem serem fortemente atenuadas denomina-se largura de banda. Na prática, o corte não é nítido; assim, muitas vezes a largura de banda varia desde 0 até a frequência em que a potência recebida caiu para a metade.

A largura de banda é uma propriedade física do meio de transmissão, que depende, por exemplo, da construção, da espessura e do comprimento do meio (fio ou fibra). Os filtros normalmente são usados para limitar ainda mais o volume de largura de banda de um sinal. Os canais sem fio 802.11 têm permissão para usar até aproximadamente 20 MHz, por exemplo, de modo que rádios 802.11 filtram a largura de banda do sinal para essa faixa. Como outro exemplo, os canais de televisão tradicionais (analógicos) ocupam 6 MHz cada, em um fio ou pelo ar. Essa filtragem permite que mais sinais compartilhem determinada região do espectro, o que melhora a eficiência geral do sistema. Isso significa que a faixa de frequência para alguns sinais não começará em zero, mas isso não importa. A largura de banda ainda é a largura da banda de frequências que são passadas, e a informação que pode ser transportada depende apenas dessa largura, e não das frequências inicial e final. Os sinais que vão de 0 para cima, até uma frequência máxima, são chamados sinais de banda base. Sinais que são deslocados para ocupar uma faixa de frequências mais alta, como acontece para todas as transmissões sem fio, são chamados sinais de bandapassante.

Vejamos agora como seria a forma do sinal da Figura 2.1(a) se a largura de banda fosse tão estreita que apenas as frequências mais baixas fossem transmitidas (ou seja, se a função estivesse sendo aproximada pelos primeiros termos da Equação 2.1). A Figura 2.1(b) mostra o sinal resultante de um canal pelo qual apenas o primeiro harmônico (o fundamental, f ) pode passar. Da mesma forma, a Figura 2.1(c)-(e) mostra os espectros e as funções reconstruídas para canais com uma largura de banda mais alta. Para a transmissão digital, o objetivo é receber um sinal com fidelidade suficiente para reconstruir a sequência de bits que foi enviada. Já podemos fazer isso com facilidade na Figura 2.1(e), de modo que é um desperdício usar mais harmônicos para receber uma réplica mais precisa.

Dada uma taxa de bits de b bits/s, o tempo necessário para o envio de 8 bits (em nosso exemplo, um bit de cada vez) é 8/b s; assim, a frequência do primeiro harmônico desse sinal é b/8 Hz. Uma linha telefônica comum, frequentemente chamada linha de qualidade de voz, tem uma frequência de corte artificialmente introduzida, pouco acima de 3.000 Hz. A presença dessa restrição significa que o número do harmônico mais alto transmitido é aproximadamente 3.000/(b/8) ou 24.000/b (o corte não é preciso).

Para algumas taxas de dados, os números funcionam de acordo com o padrão mostrado na Tabela 2.1. Esses números deixam claro que, quando se tenta fazer uma transmissão a 9.600 bps usando uma linha telefônica de qualidade de voz, o modelo sugerido na Figura 2.1(a) assume a forma mostrada na Figura 2.1(c), tornando complicada a recepção precisa do fluxo original de bits. Podemos perceber também que, em taxas de dados bem mais altas que 38,4 kbps, não existe a menor possibilidade de que todos os sinais sejam binários, mesmo quando não há o menor ruído no meio de transmissão. Em outras palavras, limitando-se a largura de banda, limita-se a taxa de dados, mesmo nos canais perfeitos (sem ruídos). No entanto, sofisticados esquemas de codificação que usam diversos níveis de tensão possibilitam a existência e a utilização de taxas de dados mais altas. Vamos discutir essa questão ao longo deste capítulo.

Há muita confusão sobre largura de banda, pois ela significa coisas diferentes para engenheiros elétricos e para cientistas da computação. Para os engenheiros elétricos, a largura de banda (analógica) é, como descrevemos, uma quantidade medida em Hz. Para os cientistas da computação, a largura de banda (digital) é a taxa de dados máxima de um canal, uma quantidade medida em bits/s. Essa taxa de dados é o resultado final do uso da largura de banda

Bps	T (ms)	Primeiro harmônico (Hz)	Número de harmônicos enviados
300	26,67	37,5	80
600	13,33	75	40
1.200	6,67	150	20
2.400	3,33	300	10
4.800	1,67	600	5
9.600	0,83	1.200	2
19.200	0,42	2.400	1
38.400	0,21	4.800	0

Tabela 2.1 | Relação entre as taxas de dados e os harmônicos em nosso exemplo.

analógica de um canal físico para a transmissão digital, e as duas estão relacionadas, conforme veremos a seguir. Neste livro, o contexto esclarecerá se queremos dizer largura de banda analógica (Hz) ou largura de banda digital (bits/s).

2.1.3 TAXA MÁXIMA DE DADOS DE UM CANAL

Em 1924, Henry Nyquist, um engenheiro da AT&T, percebeu que até mesmo um canal perfeito tem uma capacidade de transmissão finita. Ele derivou uma equação expressando a taxa máxima de dados de um canal sem ruído com largura de banda finita. Em 1948, Claude Shannon aprofundou o trabalho de Nyquist e o estendeu ao caso de um canal sujeito a ruído aleatório (isto é, ruído termodinâmico) (Shannon, 1948). Esse artigo é o mais importante de toda a teoria da informação. Veja a seguir um resumo dos resultados, agora clássicos.

Nyquist provou que, se um sinal arbitrário atravessar um filtro passa-baixa de largura de banda B, o sinal filtrado poderá ser completamente reconstruído a partir de apenas 2B amostras (exatas) por segundo. Fazer uma amostragem da linha com uma rapidez maior que 2B vezes por segundo seria inútil, pois os componentes de frequência mais alta que essa amostragem poderia recuperar já teriam sido filtrados. Se o sinal consistir em V níveis discretos, o teorema de Nyquist afirma que:

taxa máxima de dados = 2B log₂ V bits/s (2.2)

Por exemplo, um canal de 3 kHz sem ruído não pode transmitir sinais binários (ou seja, de dois níveis) a uma taxa superior a 6.000 bps.

Até agora, só mencionamos os canais sem ruído. Se houver ruído aleatório, a situação se deteriorará com rapidez. Além disso, sempre existe ruído aleatório (térmico) presente, em virtude do movimento das moléculas no sistema. O volume de ruído térmico presente é medido pela relação entre a potência do sinal e a do ruído, chamada relação sinal/ruído, ou SNR (Signal-to-Noise Ratio). Se representarmos a potência do sinal por S e a potência do ruído por N, a relação sinal/ruído será S/N. Em geral, não se faz referência à relação propriamente dita; em vez disso, utiliza-se a quantidade 10 log₁₀ S/N, pois ela pode variar por uma faixa muito grande. As unidades da escala logarítmica são chamadas decibéis (dB), com ‘deci’ significando 10 e ‘bel’ escolhido em honra a Alexander Graham Bell, que inventou o telefone. Uma relação S/N igual a 10 corresponde a 10 dB, uma relação igual a 100 equivale a 20 dB, uma relação igual a 1.000 equivale a 30 dB e assim por diante. Com frequência, os fabricantes de amplificadores estereofônicos caracterizam a largura de banda (faixa de frequência) na qual seu produto é linear oferecendo a frequência de 3 dB em cada extremidade. Esses são os pontos em que o fator de amplificação foi dividido aproximadamente ao meio (porque 10 log₁₀0,5≈−3).

O principal resultado de Shannon é que a taxa máxima de dados ou capacidade de um canal com ruídos cuja largura de banda é B Hz, e cuja relação sinal/ruído é S/N, é dada por:

número máximo de bits/s = B log₂ (1 + S/N) (2.3)

Isso nos diz as melhores capacidades que os canais reais podem ter. Por exemplo, ADSL (Asymmetric Digital Subscriber Line), que oferece acesso à Internet por linhas telefônicas normais, usa uma largura de banda com cerca de 1 MHz. A SNR depende muito da distância da central telefônica até a casa, e uma SNR com cerca de 40 dB para linhas curtas de 1 a 2 km é muito boa. Com essas características, o canal nunca pode transmitir muito mais do que 13 Mbps, não importa quantos níveis de sinal sejam usados e não importa com que frequência as amostras são tomadas. Na prática, a ADSL é especificada para até 12 Mbps, embora os usuários normalmente vejam taxas mais baixas. Essa taxa de dados é realmente muito boa, com mais de 60 anos de técnicas de comunicação tendo reduzido bastante a lacuna entre a capacidade de Shannon e a capacidade dos sistemas reais.

O resultado de Shannon utilizou os argumentos da teoria da informação e se aplica a qualquer canal sujeito a ruído térmico. Os exemplos contrários devem ser tratados na mesma categoria das máquinas de movimento contínuo (ou moto-perpétuo). Para a ADSL ultrapassar os 13 Mbps, ela deve melhorar a SNR (por exemplo, inserindo repetidores digitais nas linhas mais próximas do cliente) ou usar mais largura de banda, como é feito com a evolução para ADSL2+.

2.2 MEIOS DE TRANSMISSÃO GUIADOS

O objetivo da camada física é transmitir um fluxo bruto de bits de uma máquina para outra. Vários meios físicos podem ser usados para realizar a transmissão real. Cada um tem seu próprio nicho em termos de largura de banda, atraso, custo e facilidade de instalação e manutenção. Os meios físicos são agrupados em meios guiados, como fios de cobre e fibras ópticas, e em meios não guiados, como as redes terrestres sem fios, satélite e os raios laser transmitidos pelo ar. Discutiremos os meios de transmissão guiados nesta seção e os meios não guiados, nas próximas seções.

2.2.1 MEIOS MAGNÉTICOS

Uma das formas mais comuns de transportar dados de um computador para outro é gravá-los em fita magnética ou em mídia removível (por exemplo, DVDs graváveis) e transportar fisicamente a fita ou os discos para a máquina de destino, onde eles finalmente serão lidos. Apesar de não ser tão sofisticado quanto a utilização de um satélite de comunicação geossíncrono, esse método costuma ser muito

mais eficaz sob o ponto de vista financeiro, em especial nas aplicações em que a alta largura de banda ou o custo por bit têm importância fundamental.

Um cálculo simples esclarecerá essa questão. Uma fita Ultrium de padrão industrial pode armazenar 800 gigabytes. Uma caixa de 60 × 60 × 60 cm pode conter cerca de

1.000 fitas desse tipo, perfazendo uma capacidade total de 800 terabytes, ou 6.400 terabits (6,4 petabits). Uma caixa de fitas pode ser entregue em qualquer parte do país em 24 horas pelo serviço de Sedex dos Correios, pela Federal Express e por outras transportadoras. A largura de banda efetiva dessa transmissão é de 6.400 terabits/86.400 s, ou um pouco mais de 70 Gbps. Se o destino estiver a apenas uma hora de distância, a largura de banda será ampliada para mais de 1.700 Gbps. Nenhuma rede de computadores consegue nem mesmo se aproximar desse desempenho. Logicamente, as redes estão ficando mais rápidas, mas as densidades das fitas também estão aumentando.

Se considerarmos o custo, obteremos um quadro semelhante. O custo de uma fita Ultrium é de aproximadamente US$ 40 quando a compra é feita no atacado. Uma fita pode ser reutilizada pelo menos dez vezes. Portanto, o custo das fitas passa a ser US$ 4.000 por caixa, para cada utilização. Adicione a esse montante mais US$ 1.000 pelo frete (provavelmente muito menos) e teremos um custo final aproximado de US$ 5.000 para transportar 800 TB. Consequentemente, para transportar 1 gigabyte, gastaremos pouco mais de meio centavo de dólar. Nenhuma rede pode competir com esses valores. Moral da história:

Nunca subestime a largura de banda de uma caminhonete cheia de fitas ‘voando’ na estrada.

2.2.2 PARES TRANÇADOS

Embora as características de largura de banda da fita magnética sejam excelentes, as características de atraso são ruins. O tempo de transmissão é medido em minutos ou horas, e não em milissegundos. Muitas aplicações precisam de uma conexão on-line. Um dos meios de transmissão mais antigos e ainda mais comuns é o par trançado. Um par trançado consiste em dois fios de cobre encapados, que em geral tem cerca de 1 mm de espessura. Os fios são enrolados de forma helicoidal, assim como uma molécula de DNA. O trançado dos fios é feito porque dois fios paralelos formam uma antena simples. Quando os fios são trançados, as ondas de diferentes partes dos fios se cancelam, o que significa menor interferência. Um sinal normalmente é transportado a partir da diferença das tensões terminais (diferença de potencial – ddp) entre os dois fios no par. Isso oferece melhor imunidade ao ruído externo, pois o ruído tende a afetar os dois fios da mesma forma, mantendo a ddp inalterada.

A aplicação mais comum do par trançado é o sistema telefônico. Quase todos os telefones estão conectados à estação central da companhia telefônica por um par trançado. Tanto as chamadas telefônicas quanto o acesso à Internet por ADSL utilizam essas linhas. Os pares trançados podem se estender por diversos quilômetros sem amplificação, mas, quando se trata de distâncias mais longas, o sinal é atenuado e existe a necessidade de repetidores. Quando muitos pares trançados percorrem paralelamente uma distância muito grande, como acontece na ligação entre um prédio e a estação central da companhia telefônica, eles são envolvidos por uma capa protetora. Se não estivessem trançados, esses pares provocariam muitas interferências. Em locais onde as linhas telefônicas são instaladas em postes, é comum vermos cabos de pares trançados com vários centímetros de diâmetro.

Os pares trançados podem ser usados na transmissão de sinais analógicos ou digitais. A largura de banda depende da espessura do fio e da distância percorrida, mas, em muitos casos, é possível alcançar diversos megabits/s por alguns quilômetros. Em virtude do custo e do desempenho obtidos, os pares trançados são usados em larga escala e é provável que permaneçam assim nos próximos anos.

O cabeamento de par trançado pode ser de vários tipos. A variedade mais comum empregada em muitos prédios de escritórios é chamada cabeamento de Categoria5, ou ‘Cat 5’. Um par trançado de categoria 5 consiste em dois fios isolados e levemente trançados. Quatro pares desse tipo normalmente são agrupados em uma capa plástica para proteger os fios e mantê-los juntos. Esse arranjo pode ser visto na Figura 2.2.

Diferentes padrões de LAN podem usar os pares trançados de formas diferentes. Por exemplo, a Ethernet de 100 Mbps usa dois (dos quatro) pares, um para cada direção. Para alcançar velocidades mais altas, a Ethernet de 1 Gbps usa todos os quatro pares nas duas direções simultaneamente; isso requer que o receptor decomponha o sinal que é transmitido localmente.

Neste ponto, devemos explicar alguma terminologia geral. Os enlaces que podem ser usados nos dois sentidos ao mesmo tempo, como uma estrada de mão dupla, são chamados enlaces full-duplex. Ao contrário, os que são usados em qualquer sentido, mas apenas um deles de cada vez, como uma linha férrea de trilho único, são chamados enlaces half-duplex. Uma terceira categoria consiste em enlaces que permitem o tráfego em apenas uma direção,

Figura 2.2 | Cabo UTP Categoria 5 com quatro pares trançados.

como uma rua de mão única. Eles são chamados enlaces simplex.

Retornando ao par trançado, os cabos Cat 5 substituíram os cabos Categoria 3 mais antigos com um cabo semelhante que usa o mesmo conector, mas com mais voltas por metro. Mais voltas resultam em menos interferências e em um sinal de melhor qualidade por distâncias maiores, tornando os cabos mais adequados para a comunicação de computador de alta velocidade, especialmente LANs Ethernet de 100 Mbps e 1 Gbps.

Os fios mais novos provavelmente serão de Categoria6 ou mesmo de Categoria7. Essas categorias possuem especificações mais rígidas para lidar com sinais de larguras de banda maiores. Alguns cabos na Categoria 6 e superiores são usados para sinais de 500 MHz e podem aceitar enlaces de 10 Gbps, que logo serão implementados.

Até a Categoria 6, esses tipos de fios são conhecidos como par trançado não blindado, ou UTP (Unshielded TwistedPair), pois consistem simplesmente em fios e isolamento. Ao contrário, os cabos de Categoria 7 possuem uma blindagem nos pares de fios individuais e também ao redor do cabo inteiro (dentro da capa plástica protetora). A blindagem reduz a suscetibilidade à interferência externa e linha cruzada com outros cabos vizinhos, atendendo às especificações de desempenho exigidas. Os cabos são reminiscências dos cabos de pares trançados blindados de alta qualidade, porém grossos e caros, que a IBM introduziu no início da década de 1980, mas que não se tornaram populares fora das instalações da empresa. Evidentemente, é hora de tentar novamente.

2.2.3 CABO COAXIAL

Outro meio de transmissão comum é o cabo coaxial (conhecido por muitos apenas como ‘coax’). Ele tem melhor blindagem que os pares trançados e, assim, pode se estender por distâncias mais longas em velocidades mais altas. Dois tipos de cabo coaxial são amplamente utilizados. Um deles, o cabo de 50 ohms, é comumente empregado nas transmissões digitais. O outro tipo, o cabo de 75 ohms, é usado com frequência nas transmissões analógicas e de televisão a cabo. Essa distinção se baseia mais em fatores históricos do que técnicos (por exemplo, as primeiras antenas dipolo tinham uma impedância de 300 ohms e era fácil desenvolver transformadores de casamento de impe-

dância de 4:1). Começando em meados da década de 1990, as operadoras de TV a cabo começaram a oferecer acesso à Internet por cabo, o que tornou o cabo de 75 ohms mais importante para a comunicação de dados.

Um cabo coaxial consiste em um fio de cobre esticado na parte central, protegido por um material isolante. O isolante é envolvido por um condutor cilíndrico, geralmente como uma malha sólida entrelaçada. O condutor externo é coberto por uma camada plástica protetora. A Figura 2.3 apresenta uma vista de corte de um cabo coaxial.

A construção e a blindagem do cabo coaxial proporcionam a ele uma boa combinação de alta largura de banda e excelente imunidade ao ruído. A largura de banda possível depende da qualidade e do tamanho do cabo. Os cabos modernos têm uma largura de banda de até alguns GHz. Os cabos coaxiais eram muito usados no sistema telefônico para linhas de longa distância, mas agora estão sendo substituídos por fibras ópticas nas rotas de longa distância. Porém, os cabos coaxiais ainda são usados em larga escala pelas redes de televisão a cabo e em redes metropolitanas.

2.2.4 LINHAS DE ENERGIA ELÉTRICA

As redes de telefonia e de televisão a cabo não são as únicas fontes de fiação que podem ser reutilizadas para a comunicação de dados. Há um outro tipo de fiação ainda mais comum: as linhas de energia elétrica. Estas oferecem energia elétrica às casas, e a fiação elétrica dentro das casas distribui a potência às tomadas elétricas.

O uso das linhas de energia elétrica para comunicação de dados é uma ideia antiga. Essas têm sido usadas pelas companhias de eletricidade para a comunicação de baixo nível, como a medição remota, há muitos anos, bem como para controlar dispositivos em casa (por exemplo, o padrão X10). Nos últimos anos, tem havido um interesse renovado na comunicação de alto nível por essas linhas, tanto dentro de casa, como uma LAN, quanto fora dela, para o acesso de banda larga à Internet. Vamos nos concentrar no cenário mais comum: usar fios elétricos dentro da casa.

A conveniência de usar linhas de energia para a rede deve ser clara. Basta conectar uma TV e um receptor na parede, o que você precisa fazer de qualquer forma, pois ele precisa de energia, e ele poderá enviar e receber filmes pela fiação elétrica. Essa configuração pode ser vista na Figura 2.4. Não há outro conector ou rádio. O sinal de

Figura 2.3 | Um cabo coaxial.

dados é sobreposto ao sinal de baixa frequência (ou no fio ativo, ou ‘quente’), enquanto os dois sinais usam a fiação ao mesmo tempo.

A dificuldade em usar a fiação elétrica domiciliar como uma rede é que ela foi projetada para distribuir energia elétrica. Essa tarefa é muito diferente de distribuir sinais de dados, algo para o qual a fiação doméstica é pouco eficiente. Os sinais elétricos são enviados a 50-60 Hz e a fiação atenua os sinais de frequência muito mais alta (MHz) necessários para a comunicação de dados de alto nível. As propriedades elétricas da fiação variam de uma casa para outra e mudam à medida que os aparelhos são ligados e desligados, fazendo com que os sinais de dados oscilem pela fiação. As correntes transitórias quando os aparelhos são ligados e desligados criam ruído por uma larga faixa de frequências. Sem o trançado cuidadoso dos pares trançados, a fiação elétrica atua como uma boa antena, apanhando sinais externos e emitindo sinais próprios. Esse comportamento significa que, para atender aos requisitos da regulamentação, o sinal de dados precisa excluir frequências licenciadas, como as faixas de radioamador.

Apesar dessas dificuldades, é possível enviar pelo menos 100 Mbps pela fiação elétrica doméstica usando esquemas de comunicação que resistem a frequências enfraquecidas e eclosões de erros. Muitos produtos usam diversos padrões próprios para as redes de energia elétrica, de modo que os padrões internacionais estão em desenvolvimento ativo.

2.2.5 FIBRA ÓPTICA

Muitas pessoas na indústria de informática se orgulham da rapidez com que a tecnologia usada nos computadores vem melhorando, conforme a lei de Moore, que prevê a duplicação do número de transistores por chip a cada dois anos aproximadamente (Schaller, 1997). O IBM PC original (de 1981) funcionava com uma velocidade de clock de 4,77 MHz. Vinte e oito anos depois, os PCs podiam usar uma CPU de quatro núcleos a 3 GHz. Esse aumento é um ganho de fator em torno de 2.500, ou 16 vezes por década. Impressionante.

No mesmo período, enlaces de comunicação remotos passaram de 45 Mbps (uma linha T3 no sistema telefônico) para 100 Gbps (uma linha moderna de longa distância). Esse ganho também é impressionante, um fator de mais

de 2.000 e perto de 16 vezes em cada década, enquan to, no mesmo período, a taxa de erros passou de 10^–5 por bit para quase zero. Além disso, as CPUs isoladas estão se aproximando dos limites físicos, motivo pelo qual agora é o número de CPUs que está sendo aumentado por chip. Por outro lado, com a atual tecnologia de fibra óptica, a largura de banda pode ultrapassar a casa dos 50.000 Gbps (50 Tbps) e nem estamos perto de alcançar esses limites. O limite prático atual é de cerca de 100 Gbps, em razão de nossa incapacidade de realizar a conversão entre sinais elétricos e ópticos em uma velocidade maior. Para criar enlaces de maior capacidade, muitos canais correm em paralelo por uma única fibra.

Nesta seção, estudaremos a fibra óptica para descobrir como funciona essa tecnologia de transmissão. Na corrida entre informática e comunicação, esta pode ganhar em virtude das redes de fibra óptica. As implicações reais disso seriam essencialmente largura de banda infinita e uma nova premissa de que todos os computadores são terrivelmente lentos e, por essa razão, as redes deveriam tentar evitar a computação a todo custo, independentemente do desperdício de largura de banda que isso signifique. Essa mudança levará algum tempo para entrar na cabeça de uma geração de cientistas da computação e engenheiros ensinados a pensar em termos dos baixos limites de Shannon, impostos pelo cobre.

Naturalmente, esse cenário não diz tudo, pois não inclui custos. O custo para instalar fibra até a última milha e chegar aos consumidores, evitando a baixa largura de banda dos fios e a disponibilidade limitada de espectro, é muito alto. Também custa mais energia para mover os bits do que para a computação. Sempre podemos ter ilhas de injustiça, onde a computação ou a comunicação é basicamente gratuita. Por exemplo, na borda da Internet, usamos computação e armazenamento para o problema de compactação e caching de conteúdo, tudo para fazer melhor uso dos enlaces de acesso à Internet. Dentro da Internet, podemos fazer o contrário, com empresas como a Google movendo grandes quantidades de dados pela rede até onde for mais barato armazená-los ou computá-los.

A fibra óptica é usada para transmissão por longa distância nos backbones da rede, LANs de alta velocidade (embora, até aqui, o cobre sempre tenha conseguido acompanhar) e acesso à Internet em alta velocidade, como

Figura 2.4 | Rede de dados que usa a fiação elétrica domiciliar.

FTTH (Fiber to the Home). Um sistema de transmissão óptico tem três componentes-chave: a fonte de luz, o meio de transmissão e o detector. Convencionalmente, um pulso de luz indica um bit 1 e a ausência de luz indica um bit 0. O meio de transmissão é uma fibra de vidro ultrafina. O detector gera um pulso elétrico quando a luz incide sobre ele. Conectando uma fonte de luz em uma ponta de uma fibra óptica e um detector na outra, temos um sistema de transmissão de dados unidirecional que aceita um sinal elétrico, o converte e o transmite por pulsos de luz e depois novamente converte a saída para um sinal elétrico na ponta receptora.

Esse sistema de transmissão perderia luz para o meio e seria inútil na prática se não fosse por um princípio interessante da física. Quando um raio de luz passa de um meio para outro — por exemplo, de sílica fundida para o ar —, o raio é refratado (inclinado) no limite sílica/ar, como mostra a Figura 2.5(a). Aqui, vemos um raio de luz incidindo no limite em um ângulo ₁ emergindo em um ângulo ₁. A quantidade de refração depende das propriedades das duas mídias (em particular, seus índices de refração). Para ângulos de incidência acima de um certo valor crítico, a luz é refratada de volta para a sílica; nada escapa para o ar. Assim, um raio de luz incidente em um ângulo crítico ou acima é interceptado dentro da fibra, como mostra a Figura 2.5(b), e pode se propagar por muitos quilômetros praticamente sem perdas.

O exemplo da Figura 2.5(b) mostra apenas um raio interceptado, mas, como qualquer raio de luz incidente na fronteira acima do ângulo crítico será refletido internamente, muitos raios distintos estarão ricocheteando em diferentes ângulos. Dizemos que cada raio tem um modo específico; assim, uma fibra que apresenta essa propriedade é chamada fibramultimodo.

No entanto, se o diâmetro da fibra for reduzido a alguns comprimentos de onda de luz, a fibra agirá como um guia de onda e a luz só poderá se propagar em linha reta, sem ricochetear, produzindo, assim, uma fibra de modo único ou fibra monomodo. As fibras de modo único são mais caras, mas são amplamente utilizadas em distâncias mais longas. As fibras de modo único disponíveis no momento podem transmitir dados a 100 Gbps por 100 km sem amplificação. Foram obtidas taxas de dados ainda mais altas em laboratório, para distâncias mais curtas.

Transmissão de luz na fibra

As fibras ópticas são feitas de vidro, que, por sua vez, é produzido a partir da areia, uma matéria-prima de baixo custo e abundante. Os antigos egípcios já dominavam a manufatura do vidro, mas o vidro produzido por eles não podia ter mais de 1 mm de espessura para que a luz pudesse atravessá-

-lo. O vidro transparente usado nas janelas foi desenvolvido durante a Renascença. O vidro usado nas modernas fibras ópticas é tão transparente que se, em vez de água, os oceanos fossem cheios desse tipo de vidro, seria possível ver o fundo do mar da superfície, da mesma forma que é possível ver o solo quando voamos de avião em um dia claro.

A atenuação de luz através do vidro depende do comprimento de onda da luz (bem como de algumas propriedades físicas do vidro). Ela é definida como a razão da potência do sinal de entrada e saída. Para o tipo de vidro usado nas fibras, a atenuação é mostrada na Figura 2.6, em decibéis por quilômetro linear de fibra. Por exemplo, quando o fator de perda é igual a dois, obtemos uma atenuação de 10 log₁₀ 2 = 3 dB. A figura mostra a parte do infravermelho do espectro que, na prática, é a utilizada. A luz visível tem comprimentos de onda ligeiramente mais curtos, que variam de 0,4 a 0,7 mícron (1 mícron é igual a 10^–6 metros). Na verdade, esses comprimentos de onda seriam de 400 nm a 700 nm, mas manteremos a nomenclatura tradicional.

A comunicação óptica comumente utiliza três bandas de comprimentos de onda. Elas são centralizadas em 0,85, 1,30 e 1,55 micra, respectivamente. As três bandas têm entre 25.000 e 30.000 GHz de largura. A banda de 0,85 mícron foi usada primeiro. Ela tem maior atenuação e, por isso, é usada para distâncias mais curtas, mas, nesse comprimento de onda, os lasers e os circuitos eletrônicos podem ser produzidos a partir do mesmo material (arseneto de gálio). As duas últimas têm boas propriedades de atenuação (uma perda inferior a 5 por cento por quilômetro). A banda de 1,55 mícron agora é muito utilizada com amplificadores dopados com érbio, que funcionam diretamente no domínio óptico.

Figura 2.5 | (a) Três exemplos de um raio de luz dentro de uma fibra de sílica incidindo na fronteira ar/sílica em diferentes ângulos. A luz interceptada pela reflexão total interna.

Figura 2.6 | Atenuação da luz na fibra, na região do infravermelho.

Os pulsos de luz enviados através de uma fibra se expandem à medida que se propagam. Essa expansão é chamada dispersão cromática. O volume da dispersão depende do comprimento de onda. Uma forma de impedir que esses pulsos dispersos se sobreponham é aumentar a distância entre eles, mas isso só pode ser feito reduzindo-se a taxa de sinalização. Felizmente, descobriu-se que, quando os pulsos são produzidos em uma forma especial relacionada ao recíproco do cosseno hiperbólico, praticamente todos os efeitos de dispersão são cancelados e é possível enviar pulsos por milhares de quilômetros sem que haja uma distorção significativa. Esses pulsos são chamados sólitons. Atualmente, o mundo assiste a um grande esforço de pesquisa voltado para colocar em prática as experiências que estão sendo feitas em laboratórios com os sólitons.

Cabos de fibra

Os cabos de fibra óptica são semelhantes aos cabos coaxiais, exceto por não terem a malha metálica. A Figura 2.7(a) mostra a vista lateral de uma única fibra. No centro fica o núcleo de vidro através do qual a luz se propaga. Nas fibras multimodo, o núcleo normalmente tem 50 micra

de diâmetro, o que corresponde à espessura de um fio de cabelo humano. Nas fibras de modo único, o núcleo tem entre 8 e 10 micra.

O núcleo é envolvido por um revestimento de vidro com um índice de refração inferior ao do núcleo, para manter toda a luz nele. Em seguida, há uma cobertura de plástico fino para proteger o revestimento interno. Geralmente, as fibras são agrupadas em feixes, protegidas por um revestimento externo. A Figura 2.7(b) mostra um cabo com três fibras.

Normalmente, os cabos de fibra terrestres são colocados no solo a um metro da superfície, onde ocasionalmente são atacados por retroescavadeiras ou roedores. Próximo ao litoral, cabos de fibra transoceânicos são enterrados em trincheiras por uma espécie de arado marítimo. Em águas profundas, eles são depositados no fundo, onde podem ser arrastados por redes de pesca ou comidos por lulas gigantes.

As fibras podem estar conectadas de três maneiras diferentes. Primeiro, elas podem ter conectores em suas extremidades e serem plugadas em soquetes de fibra. Os conectores perdem de 10 a 20 por cento da luz, mas facilitam a reconfiguração dos sistemas.

Figura 2.7 | (a) Vista lateral de uma única fibra. (b) Vista da extremidade de um cabo com três fibras.

Segundo, elas podem ser unidas mecanicamente. Nesse caso, as duas extremidades são cuidadosamente colocadas uma perto da outra em uma luva especial e fixadas no lugar. O alinhamento pode ser melhorado fazendo-se a luz passar pela junção e, em seguida, realizando-se pequenos ajustes cuja finalidade é maximizar o sinal. As junções mecânicas são realizadas em cerca de cinco minutos por uma equipe treinada e resultam em uma perda de 10 por cento da luz.

Terceiro, duas peças de fibra podem ser fundidas de modo a formar uma conexão sólida. A união por fusão é quase tão boa quanto uma fibra sem emendas; no entanto, mesmo nesse caso, há uma pequena atenuação.

Nos três tipos de uniões podem ocorrer reflexões no ponto de junção, e a energia refletida pode interferir no sinal. Dois tipos de fontes de luz geralmente são usados para fazer a sinalização: os diodos emissores de luz (light emitting diodes — LEDs) e os lasers semicondutores. Eles têm diferentes propriedades, como mostra a Tabela 2.2. O comprimento de onda desses elementos pode ser ajustado pela inserção de interferômetros de Fabry-Perot ou Mach-Zehnder entre a fonte e a fibra. Os interferômetros de Fabry-Perot são cavidades ressonantes simples que consistem em dois espelhos paralelos. A luz incide perpendicularmente aos espelhos. O comprimento da cavidade filtra os comprimentos de onda que cabem em um número inteiro de períodos. Os interferômetros de Mach-Zehnder separam a luz em dois feixes. Estes percorrem distâncias ligeiramente diferentes. Eles são recombinados no destino e só ficam em fase para certos comprimentos de onda.

A extremidade de recepção de uma fibra óptica consiste em um fotodiodo, que emite um pulso elétrico ao ser atingido pela luz. O tempo de resposta de um fotodiodo, que converte o sinal do domínio óptico para o elétrico, limita as taxas de dados a cerca de 100 Gbps. O ruído térmico também é importante, pois um pulso de luz deve conduzir energia suficiente para ser detectado. Com pulsos de potência suficiente, a taxa de erros pode se tornar arbitrariamente pequena.

Comparação entre fibras ópticas e fios de cobre

É instrutivo comparar a fibra com o cobre. A fibra tem muitas vantagens. Para começar, ela pode gerenciar larguras de banda muito mais altas do que o cobre. Essa característica sozinha já justificaria seu uso nas redes de última geração. Em razão da baixa atenuação, os repetidores só são necessários a cada 50 quilômetros de distância em linhas longas, em comparação com a distância de 5 km no caso do cobre, resultando em uma economia de custo significativa. A fibra também tem a vantagem de não ser afetada por picos de tensão, interferência eletromagnética ou quedas no fornecimento de energia. Ela também está imune à ação corrosiva de alguns elementos químicos que pairam no ar, o que é importante em ambientes industriais desfavoráveis.

Por mais estranho que possa parecer, as empresas telefônicas gostam da fibra por outra razão: ela é fina e leve. Muitos dos dutos de cabos atuais estão completamente lotados, de modo que não há espaço para aumentar sua capacidade. Além da remoção e subsequente substituição de todo o cobre por fibras esvaziar os dutos, o cobre tem um excelente valor de revenda para as refinarias especializadas, pois trata-se de um minério de altíssima qualidade. Além disso, a fibra é muito mais leve que o cobre. Mil pares trançados com 1 km de comprimento pesam 8 toneladas. Duas fibras têm mais capacidade e pesam apenas 100 kg, reduzindo de maneira significativa a necessidade de sistemas mecânicos de suporte, que exigem mais manutenção. Nas novas rotas, as fibras são preferidas por terem um custo de instalação muito mais baixo. Por fim, as fibras não desperdiçam luz e dificilmente são interceptadas. Por essas razões, a fibra é uma alternativa com excelente nível de segurança contra possíveis escutas telefônicas.

No entanto, a fibra tem a desvantagem de ser uma tecnologia menos familiar, exigindo conhecimentos que nem todos os engenheiros possuem e, além disso, as fibras podem ser danificadas com facilidade, se forem encurvadas demais. Como a transmissão óptica é basicamente unidirecional, a comunicação bidirecional exige duas fibras ou duas bandas de frequência em uma única fibra. Por

Item	LED	Laser semicondutor
Taxa de dados	Baixa	Alta
Tipo de fibra	Multimodo	Multimodo ou modo único
Distância	Curta	Longa
Vida útil	Longa	Curta
Sensibilidade à temperatura	Insignificante	Substancial
Custo	Baixo	Dispendioso

Tabela 2.2 | Uma comparação entre laser semicondutor e LEDs utilizados como fontes de luz.

fim, as interfaces de fibra são mais caras que as interfaces elétricas. Apesar disso, o futuro de toda a comunicação fixa de dados para distâncias superiores a alguns metros depende claramente da fibra. Para obter mais informações sobre todos os aspectos das fibras ópticas e de suas redes, consulte Hecht (2005).

2.3 TRANSMISSÃO SEM FIOS

Estamos assistindo ao surgimento de pessoas totalmente viciadas em informações: elas precisam estar permanentemente on-line. Para esses usuários móveis, o par trançado, o cabo coaxial e a fibra óptica não têm a menor utilidade. Eles precisam transferir dados para seus laptops, notebooks, palmtops e computadores de bolso ou de pulso sem depender da infraestrutura de comunicação terrestre. A resposta para esses usuários está na comunicação sem fios.

Nas próximas seções, examinaremos os conceitos básicos da comunicação sem fios em geral, pois ela tem muitas outras aplicações importantes além de oferecer conectividade aos usuários que desejam navegar na Web enquanto estão na praia. Existem algumas outras circunstâncias em que a comunicação sem fios apresenta vantagens até mesmo para dispositivos fixos. Por exemplo, quando há dificuldades para instalar cabos de fibra óptica em um prédio, por causa de acidentes geográficos (montanhas, florestas, pântanos etc.), a tecnologia de transmissão sem fios é melhor. Não é à toa que a moderna comunicação digital sem fios teve início nas ilhas havaianas, onde os usuários estavam separados de seu centro de computação por grandes distâncias no Oceano Pacífico e onde o sistema de telefonia era totalmente inadequado.

2.3.1 O ESPECTRO ELETROMAGNÉTICO

Quando se movem, os elétrons criam ondas eletro magnéticas que podem se propagar pelo espaço livre (até mesmo no vácuo). Essas ondas foram previstas pelo físico inglês James Clerk Maxwell em 1865 e foram observadas pela primeira vez pelo físico alemão Heinrich Hertz em 1887. O número de oscilações por segundo de uma onda eletromagnética é chamado frequência, f, e é medido em Hz (em homenagem a Heinrich Hertz). A distância entre dois pontos máximos (ou mínimos) consecutivos é chamada comprimento de onda, designada universalmente pela letra grega l (lambda).

Quando se instala uma antena de tamanho apropriado em um circuito elétrico, as ondas eletromagnéticas podem ser transmitidas e recebidas com eficiência por um receptor localizado a uma distância bastante razoável. Toda a comunicação sem fios é baseada nesse princípio.

No vácuo, todas as ondas eletromagnéticas viajam à mesma velocidade, independentemente de sua frequência. Essa velocidade, geralmente chamada velocidade da luz,

c, é aproximadamente igual a 3 × 10⁸ m/s, ou cerca de 30 cm por nanossegundo. No cobre ou na fibra, a velocidade cai para cerca de 2/3 desse valor e se torna ligeiramente dependente da frequência. A velocidade da luz é o limi te máximo que se pode alcançar. Nenhum objeto ou sinal pode se mover com maior rapidez do que ela.

A relação fundamental entre f, l e c (no vácuo) é:

λf = c (2.4)

Como c é uma constante, se conhecermos f, chegaremos a l e vice-versa. Como uma regra prática, quando l é medido em metros e f em MHz, λf ≈300. Por exemplo, ondas de 100 MHz têm cerca de 3 m de comprimento, ondas de 1.000 MHz têm 0,3 metros e ondas com 0,1 metro têm uma frequência igual a 3.000 MHz.

O espectro eletromagnético é mostrado na Figura 2.8. As faixas de rádio, micro-ondas, infravermelho e luz visível do espectro podem ser usadas na transmissão de informações, por meio de modulação da amplitude, da frequência ou da fase das ondas. A luz ultravioleta, os raios X e os raios gama representariam opções ainda melhores, por terem frequências mais altas, mas são difíceis de produzir e modular, além de não se propagarem bem através dos prédios e de serem perigosos para os seres vivos. As bandas (ou faixas) de frequências listadas na parte inferior da Figura 2.8 são os nomes oficiais definidos pela ITU (International Telecommunication Union) e se baseiam nos comprimentos de onda; portanto, a banda LF vai de 1 a 10 km (aproximadamente, de 30 kHz a 300 kHz). Os termos LF, MF e HF são as abreviaturas, em inglês, de baixa, média e alta frequência, respectivamente. É claro que, quando esses nomes foram criados, ninguém esperava ultrapassar 10 MHz, de forma que foram atribuídos os seguintes nomes às bandas mais altas surgidas posteriormente: Very, Ultra, Super, Extremely e Tremendously High Frequency. Além desses não há outros nomes, mas Incredibly, Astonishingly e Prodigiously High Frequency (IHF, AHF e PHF) também serviriam muito bem.

Sabemos por Shannon (Equação 2.3) que o volume de informações que uma onda eletromagnética é capaz de transportar depende da potência recebida e está diretamente relacionado à sua largura de banda. Observando a Figura 2.8, é possível entender com clareza por que as pessoas ligadas a redes têm um carinho todo especial pelas fibras ópticas. Muitos GHz de largura de banda estão disponíveis para a transmissão de dados na banda de micro-ondas, e ainda mais na fibra, pois está mais à direita em nossa escala logarítmica. Como exemplo, considere a banda de 1,30 mícron da Figura 2.6, que tem uma largura de 0,17 micra. Se usarmos a Equação 2.4 para encontrar as frequências dos comprimentos de onda inicial e final, descobrimos que a faixa de frequência é de aproximadamente 30.000 GHz. Com uma razoável relação sinal/ruído de 10 dB, teremos 300 Tbps.

Figura 2.8 | O espectro eletromagnético e a maneira como ele é usado na comunicação.

A maioria das transmissões utiliza uma banda de frequência estreita (ou seja, Δƒ/ƒ<<1). Elas concentram seus sinais nessa banda estreita para usar o espectro com mais eficiência e obter taxas de dados razoáveis transmitindo com potência suficiente. No entanto, em alguns casos, é usada uma banda larga, com três variações. No espectro por salto de frequência, o transmissor salta de uma frequência para outra centenas de vezes por segundo. Essa técnica é muito usada em comunicações militares, pois dificulta a detecção das transmissões e é praticamente impossível obstruí-las. Ela também oferece boa resistência ao enfraquecimento por múltiplos caminhos (multipath fading), porque o receptor não ficará restrito a uma frequência quando impossibilitada por tempo suficiente para encerrar a comunicação. Essa robustez a torna útil para as partes mais sobrecarregadas do espectro, como as bandas ISM que descreveremos em breve. Essa técnica também é aplicada comercialmente — por exemplo, no Bluetooth e nas versões mais antigas das redes 802.11.

Como curiosidade, vale a pena mencionar que uma das pessoas que criaram essa técnica foi a atriz de cinema Hedy Lamarr, a deusa austríaca do sexo, primeira mulher a aparecer nua em um filme cinematográfico (o filme tcheco Êxtase, de 1933). Seu primeiro marido era fabricante de armamentos e mostrou a ela como era fácil bloquear os sinais de rádio então empregados para controlar torpedos. Quando descobriu que ele estava vendendo armas a Hitler, ela ficou horrorizada, se disfarçou de criada para escapar dele e fugiu para Hollywood, a fim de continuar sua carreira como atriz de cinema. Em seu tempo livre, Hedy inventou o salto de frequência para ajudar no esforço de guerra dos Aliados. Seu esquema utilizava 88 frequências, o número de teclas (e frequências) do piano. Por sua invenção, ela e seu amigo, o compositor George Antheil, receberam a patente 2.292.387 dos Estados Unidos. Porém, eles não conseguiram convencer a Marinha americana de que sua invenção tinha alguma utilidade prática, e nunca receberam royalties por ela. Somente anos depois de expirar a patente, a invenção se tornou popular.

A segunda forma de espectro de dispersão, o espectro de dispersão de sequência direta, usa uma sequência de código para dispersar o sinal de dados por uma banda de frequência mais ampla. Ela é bastante usada comercialmente, como um meio eficiente na utilização do espectro, para permitir que vários sinais compartilhem a mesma banda de frequência. Esses sinais podem receber diferentes códigos, um método chamado CDMA (Code Division Multiple Access), ao qual retornaremos mais adiante neste capítulo. Tal método aparece em contraste com o salto de frequência na Figura 2.9. Ele forma a base das redes de telefonia móvel 3G e também é usado no GPS (Global Positioning System). Mesmo sem códigos diferentes, o espectro de dispersão de sequência direta, assim como o espectro de dispersão de salto de frequência, pode tolerar interferência de banda estreita e enfraquecimento por múltiplos caminhos, pois apenas uma fração do sinal desejado é perdida. Ele é usado nesse papel nas LANs sem fio 802.11b mais antigas. Para obter informações mais detalhadas e fascinantes sobre a história da comunicação por espectro de dispersão, consulte Scholtz (1982).

Um terceiro método de comunicação com uma banda mais larga é a comunicação UWB (Ultra-WideBand). A UWB envia uma série de pulsos rápidos, variando suas posições para trocar informações. As rápidas transições levam a um sinal que se espalha estreitamente por uma banda de frequência muito larga. Esse método é definido como sinais que têm uma largura de banda de pelo menos 500 MHz ou pelo menos 20 por cento da frequência central de sua

Figura 2.9 | Comunicação por espectro de dispersão e ultra-wideband (UWB).

banda de frequência. A UWB também aparece na Figura 2.9. Com tanta largura de banda, a UWB tem o potencial de se comunicar em taxas altas. Por se espalhar por uma ampla banda de frequências, ela pode tolerar uma grande quantidade de interferência relativamente forte de outros sinais de banda estreita. Tão importante quanto isso, como a UWB tem pouquíssima energia em qualquer frequência quando usada para transmissão em curta distância, ela não causa interferência prejudicial para outros sinais de rádio de banda estreita. Dizemos que ela sustenta os outros sinais. Essa coexistência pacífica proporcionou sua aplicação em PANs sem fio que trabalham em até 1 Gbps, embora o sucesso comercial tenha sido misto. Ela também pode ser usada para formar imagens através de objetos sólidos (solo, paredes e corpos), ou como parte de sistemas de localização precisos.

A seguir, mostraremos como as diversas partes do espectro eletromagnético da Figura 2.9 são usadas, começando pelo rádio. Partiremos da premissa de que todas as transmissões utilizam uma banda de frequência estreita, a menos que seja dito de outra forma.

2.3.2 TRANSMISSÃO DE RÁDIO

As ondas de rádio são fáceis de gerar, podem percorrer longas distâncias e penetrar facilmente nos prédios; portanto, são amplamente utilizadas para comunicação, seja em ambientes fechados, seja em locais abertos. As ondas de rádio também são omnidirecionais, o que significa que elas viajam em todas as direções a partir da origem; desse modo, o transmissor e o receptor não precisam estar cuidadosa e fisicamente alinhados.

Vale lembrar que o rádio omnidirecional nem sempre é bom. Na década de 1970, a General Motors decidiu equipar todos os seus novos Cadillacs com freios controlados por computador, que impediam o travamento das rodas. Quando o motorista pisava no pedal de freio, o computador prendia e soltava os freios, em vez de travá-los de verdade. Um belo dia, um guarda rodoviário de Ohio começou a usar seu novo rádio móvel para falar com a central de polícia e, de repente, o Cadillac próximo a ele passou a se comportar como um cavalo selvagem. Depois de ser abordado pelo patrulheiro, o motorista disse que não tinha feito nada e que o carro tinha ficado louco de uma hora para outra.

Com o tempo, começou a surgir um padrão: às vezes, os Cadillacs enlouqueciam, mas somente quando trafegavam pelas principais estradas de Ohio, particularmente quando estavam sendo observados por um guarda rodoviário. A General Motors demorou a entender o motivo pelo qual os Cadillacs funcionavam sem problemas nos outros Estados e também em rodovias secundárias de Ohio. Só depois de muita pesquisa, eles descobriram que a fiação do Cadillac formava uma ótima antena que captava a frequência usada pelo novo sistema de rádio da Patrulha Rodoviária de Ohio.

As propriedades das ondas de rádio dependem da frequência. Em baixas frequências, as ondas de rádio atravessam bem os obstáculos, mas a potência cai abruptamente à medida que a distância da origem aumenta — pelo menos cerca de 1/r² no ar —, pois a energia do sinal se espalha de forma mais estreita por uma superfície maior. Essa atenuação é chamada perda no caminho. Em altas frequências, as ondas de rádio tendem a viajar em linha reta e a ricochetear nos obstáculos. A perda do caminho ainda reduz a potência, embora o sinal recebido também possa depender muito das reflexões. Ondas de rádio de alta frequência também são absorvidas pela chuva e outros obstáculos, até certo ponto, mais do que as frequências baixas. Em todas as frequências, as ondas de rádio estão sujeitas à interferência de motores e outros equipamentos elétricos.

É interessante comparar a atenuação das ondas de rádio com a dos sinais nos meios guiados. Com fibra, cabo coaxial e par trançado, o sinal cai pela mesma fração por distância unitária, por exemplo, 20 dB por 100 m para o par trançado. Com o rádio, o sinal cai pela mesma fração enquanto a distância dobra, por exemplo, 6 dB por duplicação no espaço livre. Isso significa que as ondas de rádio podem percorrer longas distâncias, e a interferência entre os usuários é um problema. Por essa razão, todos os governos exercem um rígido controle sobre o licenciamento do uso de transmissores de rádio, com apenas uma exceção, descrita mais adiante neste capítulo.

Nas bandas VLF, LF e MF, as ondas de rádio se propagam perto do solo, como mostra a Figura 2.10(a). Essas ondas podem ser detectadas dentro de um raio de, talvez, mil quilômetros nas frequências mais baixas; nas frequências mais altas, esse raio é menor. A radiodifusão em frequências AM utiliza a banda MF, razão pela qual as ondas de rádio produzidas pelas estações de rádio AM de Boston não podem ser captadas facilmente em Nova York. As ondas de rádio nessas bandas atravessam os prédios com facilidade; esse é o motivo por que os rádios portáteis funcionam em ambientes fechados. O principal problema relacionado à utilização dessas bandas para comunicação de dados diz respeito à baixa largura de banda que oferecem (ver Equação 2.4).

Nas bandas HF e VHF, as ondas que se propagam ao longo do solo tendem a ser absorvidas pela terra. No entanto, as ondas que alcançam a ionosfera, uma camada de partículas carregadas situadas em torno da Terra a uma altura de 100 a 500 km, são refratadas por ela e enviadas de volta à Terra, como mostra a Figura 2.10(b). Em determinadas condições atmosféricas, os sinais podem ricochetear diversas vezes. Os operadores de radioamador utilizam essas bandas em comunicações de longa distância. Os militares também se comunicam nas bandas HF e VHF.

2.3.3 TRANSMISSÃO DE MICRO-ONDAS

Acima de 100 MHz, as ondas trafegam praticamente em linha reta e, portanto, podem ser concentradas em uma faixa estreita. A concentração de toda a energia em um pequeno feixe através de uma antena parabólica (como a conhecida antena de TV por satélite) oferece uma relação sinal/ruído muito mais alta, mas as antenas de transmissão e recepção devem estar alinhadas com o máximo de precisão. Além disso, essa direcionalidade permite o alinhamento de vários transmissores em uma única fileira, fazendo com que se comuniquem com vários receptores também alinhados sem que haja interferência, desde que sejam observadas algumas regras mínimas de espaçamento. Antes da fibra óptica, durante décadas essas micro-ondas formaram o núcleo do sistema de transmissão telefônica de longa distância. Na verdade, a MCI, uma das primeiras concorrentes da AT&T após sua desregulamentação, construiu todo o seu sistema com comunicações de micro-ondas que percorriam dezenas de quilômetros entre uma torre e outra. Até mesmo o nome da empresa refletia isso (MCI significava Microwave Communications, Inc.). Há muito tempo, a MCI passou a utilizar as fibras ópticas e, por meio de uma longa série de fusões corporativas e falências no setor de telecomunicações, passou a fazer parte da Verizon.

Tendo em vista que as micro-ondas viajam em linha reta, se as torres estiverem muito afastadas, a Terra acabará ficando entre elas (como acontece no caso de um enlace entre São Francisco e Amsterdã). Assim, é preciso instalar repetidores em intervalos periódicos. Quanto mais altas as torres, mais distantes elas podem estar umas das outras. A distância entre os repetidores aumenta de acordo com a raiz quadrada da altura da torre. Torres com 100 m de altura devem ter repetidores a cada 80 km.

Ao contrário das ondas de rádio nas frequências mais baixas, as micro-ondas não atravessam muito bem as paredes dos prédios. Além disso, muito embora o feixe possa estar bem concentrado no transmissor, ainda há alguma divergência no espaço. Algumas ondas podem ser refratadas nas camadas atmosféricas mais baixas e, consequentemente, sua chegada pode ser mais demorada que a das ondas diretas. As ondas atrasadas podem chegar fora de fase em relação à onda direta, e assim cancelar o sinal. Esse efeito é chamado enfraquecimento por múltiplos caminhos (multipath fading) e em geral é um problema sério. Ele depende das condições atmosféricas e da frequência. Algumas operadoras mantêm 10 por cento de seus canais ociosos como sobressalentes, para quando o enfraquecimento por múltiplos caminhos eliminar temporariamente alguma banda de frequência.

A demanda por mais e mais espectro incentiva as operadoras a usarem transmissões com frequências cada vez mais altas. As bandas de até 10 GHz agora são de uso rotineiro, mas a partir de 4 GHz surge um novo problema: a absorção pela água. Essas ondas têm apenas alguns centímetros de comprimento e são absorvidas pela chuva. Esse efeito não causaria nenhum problema se estivéssemos planejando construir um gigantesco forno de micro-ondas para ser usado a céu aberto mas, no caso das comunicações, trata-se de um grave problema. Assim como acontece

Figura 2.10 | (a) Nas bandas VLF, VF e MF, as ondas de rádio obedecem à curvatura da Terra. (b) Na banda HF, elas ricocheteiam na ionosfera.

com o enfraquecimento por múltiplos caminhos, a única solução é desligar os enlaces que estão sendo afetados pela chuva e criar uma nova rota que os contorne.

Em resumo, a comunicação por micro-ondas é muito usada na telefonia de longa distância, em telefones celulares, na distribuição de sinais de televisão e em outros usos que uma severa diminuição do espectro obrigou a desenvolver. Ela tem uma série de vantagens significativas sobre a fibra. A mais importante delas é que as micro-ondas dispensam a necessidade de se ter direitos sobre um caminho. Além do mais, quando se compra um pequeno lote de terra a cada 50 quilômetros e nele é instalada uma torre de micro-ondas, é possível ignorar o sistema telefônico e se comunicar diretamente. Foi por essa razão que a MCI passou a trabalhar tão rapidamente como uma companhia telefônica de longa distância. (A Sprint, outro antigo concorrente da AT&T, trilhou um caminho bem diferente: ela se formou a partir da Southern Pacific Railroad, que já detinha um grande número de concessões de direitos de percurso, e simplesmente enterrava os cabos de fibra ao lado das ferrovias.)

O uso de micro-ondas também é relativamente econômico. A instalação de duas torres simples (com alguns postes com quatro esteios) e a colocação de antenas em cada uma delas pode ser menos dispendiosa que enterrar 50 quilômetros de fibra em uma área urbana congestionada ou em uma região montanhosa, e talvez seja mais econômica que arrendar a rede de fibra da companhia telefônica, especialmente se esta ainda não tiver coberto totalmente os custos da retirada do cobre quando os cabos de fibra foram instalados.

A política do espectro eletromagnético

Para evitar o caos total, têm sido feitos acordos nacionais e internacionais a respeito de quem terá o direito de usar cada uma das frequências. Como todos querem uma taxa de dados mais alta, todos desejam um espectro maior. Os governos nacionais alocam bandas do espectro para rádios AM e FM, televisão e telefones celulares, assim como para as empresas de telefonia, a polícia, os usuários marítimos, de navegação, militares, do governo e para muitos outros usuários concorrentes. Em termos mundiais, uma agência da ITU-R (WARC) tenta coordenar essa alocação de forma que possam ser fabricados dispositivos que funcionem em vários países. Porém, os países não são limitados pelas recomendações da ITU-R, e a FCC (Federal Communications Commission), que realiza a alocação para os Estados Unidos, ocasionalmente tem rejeitado essas recomendações (em geral porque elas exigiam que algum grupo politicamente poderoso desistisse de alguma fração do espectro).

Até mesmo quando uma parte do espectro é alocada para algum uso, como telefones celulares, existe a questão adicional de decidir qual concessionária terá permissão para usar quais frequências. Três algoritmos foram extensamente usados no passado. O algoritmo mais antigo, frequentemente chamado concurso de beleza, exige que cada concessionária explique por que sua proposta serve melhor ao interesse público. Então, os funcionários do governo decidem qual dentre as belas histórias mais lhes agrada. Fazer algum funcionário do governo oferecer como prêmio a propriedade de bilhões de dólares à sua empresa favorita em geral leva a suborno, corrupção, nepotismo e a crimes piores. Além disso, até mesmo um funcionário do governo honesto e escrupuloso que imagine que uma companhia estrangeira poderia realizar um trabalho melhor que qualquer das empresas nacionais teria muito a explicar.

Essa observação levou ao algoritmo 2, que realiza um sorteio entre as empresas interessadas. O problema com essa ideia é que empresas que não têm nenhum interes se em usar o espectro podem participar desse sorteio. Se, digamos, um restaurante ou uma cadeia de sapatarias ganhasse, a empresa poderia revender o espectro a uma concessionária com um enorme lucro e sem nenhum risco.

A ideia de conceder fatias do espectro a empresas com uma enorme dose de sorte mas sem nenhum método tem sido severamente criticada por muitos, o que levou ao algoritmo 3: realizar leilões e conceder a largura de banda à empresa que fizer a melhor proposta. Quando a Inglaterra leiloou as frequências necessárias para os sistemas de telefonia móvel em 2000, o governo esperava obter aproximadamente 4 bilhões de dólares. Na realidade, recebeu cerca de 40 bilhões de dólares, pois as concessionárias entraram em uma disputa frenética, mortas de medo de perder o barco da telefonia móvel. Esse evento despertou a ganância dos governos vizinhos e os inspirou a realizar seus próprios leilões. Isso funcionou, mas também deixou algumas concessionárias tão endividadas que elas chegaram perto da falência. Até mesmo nos melhores casos, muitos anos serão necessários para essas empresas recuperarem o custo do licenciamento.

Uma abordagem muito diferente para alocar frequências é simplesmente não alocá-las. Em vez disso, basta deixar todo mundo transmitir à vontade, mas regular a potência utilizada, de forma que as estações tenham um alcance tão pequeno que não possam interferir umas com as outras. De acordo com essa proposta, a maioria dos governos reserva algumas bandas de frequência, chamadas bandas ISM (Industrial, Scientific, Medical) para uso sem licença. Sistemas para abertura de portas de garagens, telefones sem fio, brinquedos controlados por rádio, dispositivos tipo mouse sem fio e vários outros aparelhos domésticos sem fios utilizam as bandas ISM. Para minimizar a interferência entre esses dispositivos não coordenados, a FCC estabelece que todos os dispositivos nas bandas ISM devem limitar sua potência de transmissão (por exemplo, para 1 watt) e usar outras técnicas para dispersar seus sinais por uma faixa de frequências. Os dispositivos também podem ter de evitar interferência com instalações de radar.

A localização das bandas ISM varia um pouco de país para país. Por exemplo, nos Estados Unidos, dispositivos cuja potência está abaixo de 1 watt podem usar as bandas mostradas na Figura 2.11 sem exigir uma licença da FCC. A banda de 900 MHz era usada para as primeiras versões do 802.11, mas está sobrecarregada. A banda de 2,4 GHz está disponível na maioria dos países e é bastante usada para 802.11b/g e Bluetooth, mas é sujeita a interferências de fornos de micro-ondas e instalações de radar. A banda de 5 GHz do espectro inclui bandas U-NII (Unlicensed National Information Infrastructure). As bandas de 5 GHz são relativamente pouco desenvolvidas, mas, por terem a maior largura de banda e serem usadas pelo 802.11a, rapidamente estão se tornando mais populares.

As bandas não licenciadas foram um grande sucesso na década passada. A capacidade de usar o espectro livremente ocasionou uma grande inovação nas LANs e PANs sem fios, evidenciada pela implantação generalizada de tecnologias como 802.11 e Bluetooth. Para continuar essa inovação, é necessário mais espectro. Um desenvolvimento interessante nos Estados Unidos é a decisão da FCC, em 2009, de permitir o uso não licenciado de espaços vazios em torno de 700 MHz. Os espaços vazios são bandas de frequência que foram alocadas mas não estão sendo usadas localmente. A mudança das transmissões de televisão de analógicas para digitais nos Estados Unidos, em 2010, liberaram os espaços vazios em torno de 700 MHz. A única dificuldade é que, para usar os espaços vazios, dispositivos não licenciados precisam poder detectar quaisquer transmissores licenciados vizinhos, incluindo microfones sem fio, que têm os direitos iniciais de usar a banda de frequência.

Outra atividade intensa está acontecendo em torno da banda de 60 GHz. A FCC abriu de 57 GHz a 64 GHz para operação não licenciada em 2001. Essa faixa é uma parte enorme do espectro, mais do que todas as outras bandas ISM combinadas, de modo que pode aceitar o tipo de rede de alta velocidade que seria necessária para enviar fluxo de

TV de alta definição através do ar a sua sala de estar. A 60 GHz, as ondas de rádio são absorvidas pelo oxigênio. Isso significa que os sinais não se propagam longe, tornando-os bem adequados a redes de curta distância. As altas frequências (60 GHz é uma banda de frequência extremamente alta, ou de ‘milímetro’, logo abaixo da radiação de infravermelho) representaram um desafio inicial para os fabricantes de equipamentos, mas os produtos atualmente estão no mercado.

2.3.4 TRANSMISSÃO EM INFRAVERMELHO

As ondas de infravermelho não guiadas são extensamente utilizadas na comunicação de curto alcance. Todos os dispositivos de controle remoto utilizados nos aparelhos de televisão, videocassetes e equipamentos estereofônicos empregam a comunicação por infravermelho. Eles são relativamente direcionais, econômicos e fáceis de montar, mas têm uma desvantagem importante: não atravessam objetos sólidos (para provar essa afirmação, posicione-se entre o controle remoto e o televisor e veja se ele funciona). Em geral, quando nos deslocamos do rádio de onda longa em direção à luz visível, as ondas assumem um comportamento cada vez mais parecido com o da luz, perdendo pouco a pouco as características de ondas de rádio.

Por outro lado, o fato de as ondas de infravermelho não atravessarem paredes sólidas pode ser visto como uma qualidade. É por essa razão que um sistema infravermelho instalado em um ambiente fechado não interfere em um sistema semelhante instalado nas salas ou nos prédios adjacentes: não é possível controlar o aparelho de televisão do vizinho com o seu controle remoto. Além disso, a segurança dos sistemas de infravermelho contra bisbilhotagem é melhor que a dos sistemas de rádio, exatamente por essa razão. Portanto, não é necessária nenhuma licença do governo para operar um sistema de infravermelho, ao contrário dos sistemas de rádio, que devem ser licenciados

Figura 2.11 | As bandas ISM e U-NII usadas nos Estados Unidos pelos dispositivos sem fio.

fora das bandas ISM. A comunicação por infravermelho tem uso limitado em escritórios, por exemplo, para conectar notebooks e impressoras com o padrão IrDA(Infrared Data Association), mas não deverá ter um papel importante no jogo das comunicações.

2.3.5 TRANSMISSÃO VIA LUZ

A transmissão óptica não guiada, ou óptica do espaço livre, vem sendo utilizada há séculos. Uma aplicação mais moderna consiste em conectar as LANs em dois prédios por meio de lasers instalados em seus telhados. Por sua própria natureza, a transmissão óptica usando raios laser é unidirecional; assim, cada prédio precisa de seu próprio raio laser e de seu próprio fotodetector. Esse esquema oferece uma largura de banda muito alta e é relativamente seguro, pois é difícil interceptar um raio laser estreito. Ele também é relativamente fácil de ser instalado e, ao contrário das micro-ondas, não precisa de uma licença da FCC.

A potência do laser, um feixe muito estreito, também é uma desvantagem aqui. Apontar um raio laser de 1 mm para um alvo do tamanho de uma cabeça de alfinete a 500 metros de distância exige a mira de um herói de faroeste. Normalmente, são colocadas lentes no sistema para tirar um pouco do foco do raio. Para aumentar a dificuldade, mudanças no vento e na temperatura podem distorcer o raio, e os feixes de raios laser de fato não podem atravessar chuva ou neblina espessa, mas normalmente funcionam bem em dias ensolarados. Contudo, muitos desses fatores

não são problemas quando o uso é para conectar duas naves espaciais.

Um dos autores deste livro (AST) certa vez participou de uma conferência em um moderno hotel europeu cujos organizadores tiveram a felicidade de oferecer uma sala repleta de terminais para que os participantes pudessem ler suas mensagens de correio eletrônico durante as apresentações menos interessantes. Como o PTT local não se dispôs a instalar um grande número de linhas telefônicas, que após três dias seriam desativadas, os organizadores colocaram um raio laser no telhado e o apontaram na direção do prédio de ciência da computação da universidade onde trabalhavam, situada a alguns quilômetros dali. Eles testaram o sistema na noite anterior à conferência e ele havia funcionado perfeitamente. Às 9h da manhã seguinte, em um belo dia de sol, o sistema entrou em pane e ficou fora do ar durante todo

o dia. Nos dois dias seguintes, o problema se repetiu. Após a conferência, os organizadores descobriram o problema. O calor do sol fez com que emanassem correntes de convecção do telhado do prédio, como mostra a Figura 2.12. Esse ar turbulento desviou o feixe e fez com que ele dançasse em torno do detector, algo parecido com uma estrada tremulante em um dia muito quente. A lição aqui é que, para funcionar bem em condições difíceis e também em boas condições, os enlaces ópticos não guiados precisam ser elaborados com uma margem de erro suficiente.

Atualmente, a comunicação óptica não guiada pode parecer uma tecnologia de rede exótica, mas logo pode-

Figura 2.12 | Correntes de convecção podem interferir nos sistemas de comunicação a laser. A figura mostra um sistema bidirecional com dois lasers.

rá se tornar mais predominante. Estamos cercados de câmeras (que sentem a luz) e telas (que emitem luz usando LEDs ou outra tecnologia). A comunicação de dados pode ser disposta em cima dessas telas codificando informações no padrão em que os LEDs se acendem e apagam, abaixo do limiar da percepção humana. A comunicação via luz visível dessa maneira é inerentemente segura e cria uma rede de baixa velocidade na vizinhança imediata da tela. Isso poderia permitir todo o tipo de cenário de computação ubíqua. As luzes piscando nos veículos de emergência podem alertar os sinais de trânsito e veículos mais próximos para ajudar a limpar um caminho. Os sinais de informação poderiam transmitir mapas por difusão. As lâmpadas em ocasiões festivas poderiam até mesmo transmitir canções sincronizadas com sua exibição.

2.4 SATÉLITES DE COMUNICAÇÕES

Na década de 1950 e no início dos anos 1960, as pessoas tentavam configurar sistemas de comunicações emitindo sinais que se refletiam em balões meteorológicos metalizados. Infelizmente, os sinais recebidos eram muito fracos para que tivessem algum uso prático. Em seguida, a Marinha dos Estados Unidos detectou uma espécie de balão meteorológico que ficava permanentemente no céu — a Lua — e criou um sistema operacional para comunicações entre o navio e a base, utilizando a Lua em suas transmissões.

O progresso no campo da comunicação celeste precisou esperar até que o primeiro satélite de comunicações fosse lançado. A principal diferença entre um satélite artificial e um real é que o artificial amplifica os sinais antes de enviá-los de volta, transformando uma estranha curiosidade em um avançado sistema de comunicações.

Os satélites de comunicações possuem algumas propriedades interessantes, que os tornam atraentes para muitas aplicações. Em sua forma mais simples, um satélite de comunicações pode ser considerado um grande repetidor de micro-ondas no céu. Ele contém diversos transponders; cada um deles ouve uma parte do espectro, amplifica os sinais de entrada e os transmite novamente em outra frequência, para evitar interferência com o sinal de entrada. Esse modo de operação é conhecido como um canal em curva (bent pipe). O processamento digital pode ser acrescentado para manipular ou redirecionar separadamente os feixes de dados na banda geral, ou informações digitais ainda podem ser recebidas pelo satélite e retransmitidas. A regeneração de sinais dessa maneira melhora o desempenho em comparação com um canal em curva, pois o satélite não amplifica o ruído no sinal ascendente. Os feixes descendentes podem ser largos, cobrindo uma fração substancial da superfície terrestre, ou estreitos, cobrindo uma área com apenas centenas de quilômetros de diâmetro.

De acordo com a lei de Kepler, o período orbital de um satélite varia de acordo com o raio da órbita elevado à potência 3/2. Quanto mais alto o satélite, mais longo o período. Perto da superfície da Terra, o período é de cerca de 90 minutos. Consequentemente, os satélites de órbita baixa saem de visão com bastante rapidez; assim, são necessários muitos deles para proporcionar cobertura contínua, e as antenas terrestres precisam acompanhá-los. A uma altitude de aproximadamente 35.800 km, o período é de 24 horas. Em uma altitude de 384.000 km, o período é de cerca de um mês, como pode atestar qualquer pessoa que observe a Lua regularmente.

O período do satélite é importante, mas não é o único fator para determinar onde posicioná-lo. Outra questão é a presença dos cinturões de Van Allen, camadas de partí-

Figura 2.13 | Satélites de comunicações e algumas de suas propriedades, inclusive altitude acima da Terra, tempo de atraso de ida e volta, e o número de satélites necessários para cobertura global.

culas altamente carregadas que são capturadas pelo campo magnético terrestre. Qualquer satélite em órbita dentro deles seria destruído com bastante rapidez pelas partículas carregadas com alta energia. Esses fatores nos levam a identificar três regiões nas quais os satélites podem ser posicionados com segurança. Essas regiões e algumas de suas propriedades estão ilustradas na Figura 2.13. A seguir, descreveremos rapidamente os satélites que habitam cada uma dessas regiões.

2.4.1 SATÉLITES GEOESTACIONÁRIOS

Em 1945, o escritor de ficção científica Arthur C. Clarke calculou que um satélite na altitude de 35.800 km em uma órbita circular equatorial pareceria permanecer imóvel no céu, e assim não precisaria ser rastreado (Clarke, 1945). Ele continuou a descrever um sistema de comunicação completa que usava esses satélites geoestacionários (tripulados), incluindo as órbitas, os painéis solares, as frequências de rádio e os procedimentos de lançamento. Infelizmente, ele concluiu que os satélites eram impraticáveis em virtude da impossibilidade de colocar em órbita amplificadores a válvulas, frágeis e gastadores de energia; assim, nunca levou sua ideia adiante, embora tenha escrito algumas histórias de ficção científica sobre ela.

A invenção do transistor mudou tudo isso, e o primeiro satélite artificial de comunicações, chamado Telstar, foi lançado em julho de 1962. Desde então, os satélites de comunicações se transformaram em um negócio de vários bilhões de dólares, e o único aspecto do espaço sideral que se tornou altamente lucrativo. Esses satélites de alta órbita normalmente são chamados satélites geoestacionários, ou GEO (Geoestationary EarthOrbit).

Com a tecnologia atual, não é muito inteligente ter satélites geoestacionários com espaçamento muito menor que 2 graus entre eles no plano equatorial de 360 graus, a fim de evitar interferência. Com um espaçamento de 2 graus, só pode haver 360/2 = 180 desses satélites no céu ao mesmo tempo. No entanto, cada transponder pode usar várias frequências e polarizações, com a finalidade de aumentar a largura de banda disponível.

Para evitar o caos total no céu, a alocação de slots de órbitas é feita pela ITU. Esse processo é altamente político, com países que mal saíram da idade da pedra exigindo ‘seus’ slots de órbitas (com a finalidade de arrendá-los pela melhor oferta). Contudo, outros países sustentam que os direitos nacionais de propriedade não se estendem para cima até a Lua e que nenhum país tem direito legal sobre os slots de órbita acima de seu território. Para aumentar a disputa, as telecomunicações comerciais não são a única aplicação. Emissoras de televisão, governos e instituições militares também querem ter uma fatia dessa torta orbital.

Os satélites modernos podem ser bastante grandes, pesando até 5.000 kg e consumindo vários quilowatts de energia elétrica produzida pelos painéis solares. Os efeitos da gravidade solar, lunar e planetária tendem a movê-los para fora de seus slots de órbita e de suas orientações, um efeito compensado por motores de foguetes a bordo. Essa atividade de ajuste fino é chamada manutenção da estação. Porém, quando o combustível para os motores tiver se esgotado (em geral no período de dez anos), o satélite fica sem controle, e, portanto, tem de ser desativado. Por fim, a órbita decai, o satélite entra de novo na atmosfera e é totalmente queimado (muito raramente, ele colide com a Terra).

Os slots de órbita não são o único ponto de discórdia. As frequências também o são, porque as transmissões do satélite para a Terra (downlink) interferem com usuários de micro-ondas. Consequentemente, a ITU alocou certas bandas de frequência para usuários de satélites. As principais estão listadas na Tabela 2.3. A banda C foi a primeira a ser designada para tráfego comercial de satélite. Duas faixas de frequências são atribuídas nessa banda, a inferior para tráfego downlink (descendo do satélite) e a superior para tráfego uplink (subindo para o satélite). Para permitir que o tráfego ocorra em ambos os sentidos ao mesmo tempo, são necessários dois canais, um para cada sentido. Esses canais já estão sobrecarregados, porque também são usados pelas concessionárias de telecomunicações nos enlaces terrestres de micro-ondas. As bandas L e S foram acrescentadas por um acordo internacional em 2000. No entanto, elas são estreitas e também estão lotadas.

Banda	Downlink	Uplink	Largura de banda	Problemas
L	1,5 GHz	1,6 GHz	15 MHz	Baixa largura de banda; lotada
S	1,9 GHz	2,2 GHz	70 MHz	Baixa largura de banda; lotada
C	4,0 GHz	6,0 GHz	500 MHz	Interferência terrestre
Ku	11 GHz	14 GHz	500 MHz	Chuva
Ka	20 GHz	30 GHz	3.500 MHz	Chuva; custo do equipamento

Tabela 2.3 | Principais bandas de satélite.

A próxima banda mais alta disponível para concessionárias de telecomunicações comerciais é a Ku (K under). Essa banda (ainda) não está congestionada e, nessas frequências, os satélites podem ficar à distância de apenas 1 grau. Entretanto, existe outro problema: a chuva. A água absorve bastante essas micro-ondas curtas. Felizmente, em geral as tempestades fortes costumam ser localizadas; assim, o uso de várias estações terrestres separadas por uma grande distância, em lugar de apenas uma, contorna o problema, mas ao preço de antenas, cabos e equipamentos eletrônicos extras para permitir a comutação rápida entre estações. Na banda Ka (K above), também foi alocada uma largura de banda para o tráfego de satélite comercial, mas o equipamento necessário para usá-la ainda continua sendo caro. Além dessas bandas comerciais, também existem muitas bandas governamentais e militares.

Um satélite moderno tem cerca de quarenta transponders, cada um com uma largura de banda de 36 MHz. Em geral, cada transponder opera como um canal em curva, mas satélites recentes têm alguma capacidade de processamento a bordo, permitindo uma operação mais sofisticada. Nos primeiros satélites, a divisão dos transponders em canais era estática: a largura de banda simplesmente era dividida em bandas de frequências fixas. Hoje em dia, o feixe de cada transponder é dividido em slots de tempo, com diversos usuários alternando atividades. Estudaremos essas duas técnicas (a multiplexação por divisão de frequência e a multiplexação por divisão de tempo) em detalhes mais adiante neste capítulo.

Os primeiros satélites geoestacionários tinham um único feixe espacial que iluminava cerca de 1/3 da superficie

da Terra, denominado sua área de cobertura (footprint). Com o enorme declínio de preço, tamanho e requisitos de potência dos equipamentos microeletrônicos, uma estratégia de transmissão muito mais sofisticada tornou-se viável. Cada satélite é equipado com diversas antenas e vários transponders. Cada feixe descendente pode ser focalizado em uma pequena área geográfica; portanto, podem acontecer diversas transmissões ascendentes e descendentes ao mesmo tempo. Em geral, esses chamados feixes pontuais têm forma elíptica e podem ter apenas algumas centenas de quilômetros de diâmetro. Em geral, um satélite de comunicações para os Estados Unidos tem um único feixe para os 48 estados contíguos, além de feixes pontuais para o Alasca e o Havaí.

Um novo desenvolvimento no mundo dos satélites de comunicações é a criação de microestações de baixo custo, às vezes chamadas VSATs (Very Small Aperture Terminals) (Abramson, 2000). Esses pequenos terminais têm antenas de 1 metro ou menos (em comparação com dez metros para uma antena de GEO padrão) e podem emitir cerca de 1 watt de energia. Geralmente, o uplink é adequado para 1 Mbps, mas o downlink normalmente exige vários megabits/s. A televisão transmitida por satélite utiliza essa tecnologia na transmissão de mão única.

Em muitos sistemas VSAT, as microestações não têm energia suficiente para se comunicarem diretamente umas com as outras (via satélite, é óbvio). Em vez disso, é necessária uma estação terrestre especial, o hub, com uma grande antena de alto ganho para retransmitir o tráfego entre VSATs, como mostra a Figura 2.14. Nesse modo de operação, o transmissor ou o receptor possuem uma gran-

Figura 2.14 | VSATs utilizando um hub.

de antena e um amplificador de grande potência. O compromisso é um atraso mais longo em troca de estações mais econômicas para o usuário final.

Os VSATs apresentam um grande potencial em áreas rurais. Ele não é amplamente apreciado, porém mais da metade da população do mundo vive a uma distância de no máximo uma hora a pé do telefone mais próximo. Estender fios telefônicos até milhares de pequenas aldeias é algo que vai muito além do orçamento da maioria dos governos do Terceiro Mundo, mas a instalação de antenas VSAT de 1 metro de diâmetro, alimentadas por células solares, geralmente é algo viável. Os VSATs fornecem a tecnologia que irá conectar o mundo.

Os satélites de comunicações têm diversas propriedades radicalmente diferentes dos enlaces terrestres ponto a ponto. Para começar, embora os sinais enviados e recebidos por um satélite trafeguem à velocidade da luz (aproximadamente 300.000 km/s), a longa distância de ida e volta introduz um atraso substancial para os satélites GEO. Dependendo da distância entre o usuário e a estação terrestre, e também da elevação do satélite acima do horizonte, o tempo total de trânsito está entre 250 e 300 ms. Um valor típico é 270 ms (540 ms, no caso de um sistema VSAT com um hub).

Para fins de comparação, os enlaces de micro-ondas terrestres têm um atraso de propagação de aproximadamente 3 ms/km, e os enlaces de cabo coaxial ou fibra óptica geram um atraso de cerca de 5 ms/km. Neste último caso, o atraso é maior porque os sinais eletromagnéticos trafegam com maior rapidez no ar que em materiais sólidos.

Outra propriedade importante dos satélites é que eles basicamente são meios de difusão. Enviar uma mensagem para milhares de estações localizadas na área de cobertura de um transponder não custa mais do que enviar a mensagem para apenas uma estação. Para algumas aplicações, essa propriedade é muito útil. Por exemplo, poderíamos imaginar um satélite transmitindo páginas da Web comuns para os caches de um grande número de computadores espalhados por uma extensa área. Mesmo quando o broadcasting pode ser simulado com o uso de linhas ponto a ponto, o broadcasting por satélite pode ser muito mais econômico. Por outro lado, do ponto de vista da segurança e da privacidade, os satélites são um completo desastre: todo mundo pode ouvir tudo. A criptografia é essencial quando é necessário segurança.

Nos satélites, o custo de transmissão de uma mensagem é independente da distância percorrida. O serviço de uma chamada transcontinental não custa mais do que uma chamada entre um lado e outro da rua. Os satélites também proporcionam excelentes taxas de erros e podem ser implementados quase instantaneamente, um detalhe fundamental para a comunicação militar.

2.4.2 SATÉLITES TERRESTRES DE ÓRBITA MÉDIA

Em altitudes muito mais baixas, entre os dois cinturões de Van Allen, encontramos os satélites de órbita média, ou MEO (Medium-Earth Orbit). Vistos da Terra, esses satélites se deslocam lentamente em longitude, levando cerca de seis horas para circular a Terra. Consequentemente, eles devem ser acompanhados à medida que se movem pelo céu. Pelo fato de estarem em órbitas mais baixas que os GEOs, eles têm uma área de cobertura menor no solo e exigem transmissores menos potentes para alcançá-los. Atualmente, esses satélites não são usados para telecomunicações, portanto, não os examinaremos mais aqui. Os trinta satélites GPS (Global Positioning System) que estão em órbita a cerca de 20.200 km de altitude são exemplos de satélites MEO.

2.4.3 SATÉLITES TERRESTRES DE ÓRBITA BAIXA

A uma altitude menor, encontramos os satélites de órbita baixa, ou LEO (Low-Earth Orbit). Em razão de seu rápido movimento, são necessárias grandes quantidades desses satélites para formar um sistema completo. Por outro lado, pelo fato de os satélites estarem muito próximos da Terra, as estações terrestres não precisam de muita potência, e o atraso de ida e volta é de apenas alguns milissegundos. O custo de lançamento também é muito mais baixo. Nesta seção, examinaremos dois exemplos de constelações de satélites para o serviço de voz, Iridium e Globalstar.

Durante os primeiros trinta anos da era do satélite, os satélites de baixa órbita raramente eram usados, porque apareciam e desapareciam de vista com muita rapidez. Em 1990, a Motorola deu início a um novo empreendimento e enviou um requerimento à FCC, solicitando permissão para lançar 77 satélites de baixa órbita para o projeto Iridium (o elemento 77 é o irídio). Mais tarde, o plano foi revisto para que fossem usados apenas 66 satélites; assim, o projeto deveria ter seu nome alterado para Dysprosium (o elemento 66), mas esse nome provavelmente lembrava muito mais uma doença do que um satélite. A ideia era que, assim que um satélite estivesse fora de vista, outro o substituiria. Essa proposta criou uma agitação entre outras empresas de comunicações. De repente, todas elas quiseram lançar uma cadeia de satélites de baixa órbita.

Após sete anos reunindo parceiros e financiamentos, o serviço de comunicação se iniciou em novembro de 1998. Infelizmente, a demanda comercial por grandes e pesados telefones via satélite era desprezível, porque a rede de telefonia móvel (celular) havia crescido de modo espetacular desde 1990. Como consequência, o Iridium não gerou lucro e foi à falência em agosto de 1999, em um dos mais espetaculares fiascos corporativos da história. Os satélites e outros bens (no valor de 5 bilhões de dólares) foram ad-

quiridos mais tarde por um investidor por 25 milhões de dólares, em uma espécie de venda de garagem extraterrestre. Outros empreendimentos comerciais logo se seguiram. O serviço Iridium foi reiniciado em março de 2001, e tem crescido desde então. Há serviços de voz, dados, busca, fax e navegação em qualquer lugar do mundo, seja em ter-

ra, seja em mar e ar, com dispositivos portáteis que se comunicam diretamente com os satélites Iridium. Os clientes incluem as indústrias marítima, de aviação e de exploração de petróleo, bem como pessoas que viajam para regiões do mundo que não têm uma infraestrutura de telecomunicações (por exemplo, desertos, montanhas, o Polo Sul e alguns países do Terceiro Mundo).

Os satélites Iridium estão posicionados a uma altitude de 750 km, em órbitas polares circulares. Eles estão organizados em eixos norte-sul, com um satélite a cada 32 graus de latitude, conforme mostra a Figura 2.15. Cada satélite tem no máximo 48 células (feixes pontuais), com uma capacidade de 3.840 canais, alguns deles usados para busca e navegação, enquanto outros são empregados para dados e voz.

Com seis eixos de satélite, a Terra inteira é coberta, como sugere a Figura 2.15. Uma propriedade interessante do Iridium é que a comunicação entre clientes distantes ocorre no espaço, como ilustra a Figura 2.16(a). Na figura, vemos um chamador no Polo Norte entrando em contato com um satélite situado diretamente acima dele. Cada satélite tem quatro vizinhos com os quais pode se comunicar, dois no mesmo eixo (mostrado) e dois em eixos adjacentes (não mostrados). Os satélites repassam a chamada por essa grade até finalmente seja enviado para o destinatário no Polo Sul.

Um projeto alternativo para o Iridium é o Globalstar. Ele se baseia em 48 satélites LEO, mas utiliza um esquema de comutação diferente do que é usado no Iridium. Enquanto este retransmite as chamadas de satélite para satélite, o que exige sofisticado equipamento de comutação nos satélites, o Globalstar utiliza um projeto tradicional de

Figura 2.15 | Os satélites Iridium formam seis eixos em torno da Terra.

canal em curva. A chamada originada no Polo Norte na Figura 2.16(b) é enviada de volta à Terra e recebida pela grande estação terrestre na fábrica de brinquedos do Papai Noel. A chamada é, então, roteada por uma rede terrestre até a estação terrestre mais próxima ao destino, e é entregue por uma conexão de canal em curva da maneira ilustrada. A vantagem desse esquema é que ele coloca a maior parte da complexidade no solo, onde é mais fácil de administrar. Além disso, o uso de grandes antenas nas estações terrestres, capazes de emitir um sinal potente e receber um sinal fraco, significa que podem ser utilizados telefones de potência mais baixa. Afinal, o telefone emite apenas alguns miliwatts de potência e, assim, o sinal que volta para a estação terrestre é bastante fraco, mesmo depois de ter sido amplificado pelo satélite.

Os satélites continuam a ser lançados a uma taxa de algo em torno de 20 por ano, incluindo satélites cada vez maiores, que agora pesam mais de 5.000 kg. Mas há também satélites muito pequenos para organizações mais preocupadas com o orçamento. Para tornar a pesquisa do espaço mais acessível, os acadêmicos de Cal Poly e Stanford se reuniram em 1999 para definir um padrão para satélites em miniatura e um disparador associado que reduziria bastante os custos de lançamento (Nugent et al., 2008). CubeSats são satélites em unidades de cubos de 10 cm · 10 cm · 10 cm, cada um pesando menos de 1 kg, que podem ser lançados a partir de US$ 40.000 cada. O disparador voa como um segundo payload nas missões espaciais comerciais. Ele é basicamente um tubo que ocupa três unidades de cubesats e usa molas para lançá-los em órbita. Cerca de 20 cubesats foram lançados até agora, com muito mais em andamento. A maioria deles se comunica com estações terrestres nas faixas de UHF e VHF.

2.4.4 COMPARAÇÃO ENTRE SATÉLITES E FIBRA ÓPTICA

Uma comparação entre as comunicações por satélite e terrestre é instrutiva. Há 25 anos, pensava-se que o futuro da comunicação residia nos satélites de comunicações. Afinal, o sistema telefônico mudou muito pouco nos últimos cem anos e não mostrou sinais de mudança para os próximos cem. Esse movimento glacial foi causado, em grande parte, pelo ambiente regulador no qual se esperava que as companhias telefônicas fornecessem bons serviços de voz a preços razoáveis (o que elas fizeram) e, em troca, tivessem lucro garantido sobre seu investimento. Havia modems de 1.200 bps disponíveis para as pessoas que precisavam transmitir dados. Isso era praticamente tudo o que existia na época.

Com o surgimento da concorrência, em 1984 nos Estados Unidos e um pouco mais tarde na Europa, esse quadro se alterou radicalmente. As companhias telefônicas começaram a substituir suas redes de longa distância por fibra óptica e introduziram serviços de alta largura de banda, como ADSL. Essas empresas também interromperam sua

Figura 2.16 | (a) Retransmissão no espaço. (b) Retransmissão no solo.

antiga prática de cobrar preços artificialmente elevados a usuários de serviços de longa distância, a fim de subsidiar o serviço local. Subitamente, as conexões terrestres de fibra pareciam ser a melhor opção a longo prazo.

Apesar disso, os satélites de comunicações têm alguns segmentos de mercado muito importantes, que a fibra óptica não é capaz de alcançar. Primeiro, quando a implantação rápida é crítica, os satélites ganham facilmente. Uma resposta rápida é útil para sistemas de comunicação militares em tempos de guerra e resposta a desastres em tempos de paz. Em Sumatra, em dezembro de 2004, após o grande terremoto e o tsunami subsequente, por exemplo, os satélites de comunicações foram capazes de restaurar as comunicações com os primeiros respondedores dentro de 24 horas. Essa resposta rápida foi possível porque existe um mercado de serviço de satélite desenvolvido em que grandes participantes, como Intelsat, com mais de 50 satélites, podem arrendar capacidade onde quer que ela seja necessária. Para clientes atendidos por redes de satélite existentes, um VSAT pode ser preparado fácil e rapidamente para fornecer um enlace de megabits/s para qualquer parte do mundo.

Um segundo nicho de mercado ocorre em lugares onde a infraestrutura terrestre é pouco desenvolvida. Muitas pessoas hoje em dia querem se comunicar enquanto se movimentam. As redes de telefone móvel abrangem locais com boa densidade populacional, mas não realizam um trabalho adequado em outros lugares (por exemplo, no mar ou no deserto). Ao contrário, o Iridium oferece serviço de voz em qualquer lugar do planeta, até mesmo no Polo Sul. A infraestrutura em terra pode ser cara para instalar, dependendo do terreno e dos direitos necessários para viabilizar o meio. A Indonésia, por exemplo, tem seu próprio satélite para o tráfego de telefone doméstico. Lançar um satélite foi mais barato do que esticar milhares de cabos submarinos entre as 13.677 ilhas do arquipélago.

Um terceiro nicho se relaciona a situações em que a difusão é essencial. Uma mensagem enviada por satélite pode ser recebida por milhares de estações terrestres ao mesmo tempo. Os satélites são usados para distribuir grande parte da programação da TV para estações locais por esse motivo. Agora, existe um grande mercado para transmissões de rádio e TV por satélite, diretamente para usuários finais com receptores de satélite em suas casas e carros. Vários outros tipos de conteúdo também podem ser transmitidos. Por exemplo, uma empresa que transmite um fluxo de preços de ações, apólices ou mercadorias a milhares de corretores deve considerar que um sistema de satélite é mais econômico que simular a difusão no solo.

Resumindo, parece que a comunicação do futuro será feita por fibras ópticas terrestres combinadas com rádio celular, mas, para algumas aplicações específicas, os satélites são melhores. Entretanto, existe um motivo que se aplica a tudo isso: a economia. Embora a fibra ofereça mais largura de banda, é muito provável que a comunicação terrestre e por satélite entre em uma concorrência agressiva por melhores preços. Se os avanços tecnológicos reduzirem radicalmente o custo de exploração de um satélite (por exemplo, se no futuro algum veículo espacial puder lançar dezenas de satélites de uma só vez), ou se os satélites de baixa órbita se desenvolverem, não é certo que a fibra vencerá em todos os mercados.

2.5 MODULAÇÃO DIGITAL E MULTIPLEXAÇÃO

Agora que já estudamos as propriedades dos canais com e sem fios, voltamos nossa atenção para o problema de enviar informações digitais. Os canais com fio e sem fios transportam sinais analógicos, como a tensão variando continuamente, a intensidade de luz ou a intensidade de som. Para enviar informações digitais, temos de criar sinais

digitais para representar os bits. O processo de conversão entre bits e sinais que os representam é chamado modulação digital.

Começaremos com esquemas que convertem diretamente os bits em um sinal. Esses esquemas resultam em transmissão de banda base, em que o sinal ocupa frequências de zero até um máximo que depende da taxa de sinalização. Ele é comum para fios. Depois, vamos considerar os esquemas que regulam a amplitude, a fase ou a frequência de um sinal da portadora para transportar bits. Esses esquemas resultam em transmissão de banda passante, em que o sinal ocupa uma banda de frequências em torno da frequência do sinal da portadora. Isso é comum para canais sem fio e ópticos, para os quais os sinais devem residir em uma determinada banda de frequência.

Os canais normalmente são compartilhados por vários sinais. Afinal, é muito mais conveniente usar um único fio para transportar vários sinais do que instalar um fio para cada sinal. Esse tipo de compartilhamento é chamado multiplexação. Ele pode ser realizado de diversas maneiras. Apresentaremos métodos para multiplexação por divisão de tempo, frequência e código.

As técnicas de modulação e multiplexação que descrevemos nesta seção são todas bastante usadas para canais com fios, de fibra, terrestres sem fios e por satélite. Nas próximas seções, examinaremos exemplos de redes para vê-las em ação.

2.5.1 TRANSMISSÃO EM BANDA BASE

A forma mais simples de modulação digital é usar uma tensão positiva para representar 1 e uma tensão negativa para representar 0. Para uma fibra óptica, a presença de luz poderia representar 1 e a ausência de luz, 0. Esse esquema é chamado NRZ(Non-Return-to-Zero). O nome esquisito tem motivos históricos, e significa simplesmente que o

sinal acompanha os dados. Um exemplo aparece na Figura 2.17(b).

Uma vez enviado, o sinal NRZ se propaga pelo fio. Na outra ponta, o receptor o converte para bits fazendo a amostragem do sinal em intervalos de tempo regulares. Esse sinal não ficará exatamente como o enviado. Ele será atenuado e distorcido pelo canal e pelo ruído no receptor. Para decodificar os bits, o receptor mapeia as amostras de sinal para os símbolos mais próximos. Para o NRZ, uma tensão positiva será considerada para indicar que foi enviado um bit 1, e uma tensão negativa será considerada como indicação de que foi enviado um 0.

O NRZ é um bom ponto de partida para nossos estudos, pois é simples, mas na prática raramente é usado por si só. Esquemas mais complexos podem converter bits em sinais, os quais atendem melhor às considerações da engenharia. Esses esquemas são chamados códigos de linha. A seguir, descreveremos os códigos de linha que ajudam com eficiência da largura de banda, recuperação do clock e balanço do componente de CC.

Eficiência da largura de banda

Com o NRZ, o sinal pode alternar entre os níveis positivo e negativo até a cada 2 bits (no caso de 1s e 0s alternados). Isso significa que precisamos de uma largura de banda de pelo menos B/2 Hz quando a taxa de bits é B bits/s. Essa relação vem da taxa de Nyquist (Equação 2.2). Por ser este um limite fundamental, não podemos usar o NRZ mais rápido sem usar mais largura de banda. Esta normalmente é um recurso limitado, até mesmo para redes com fios. Sinais de maior frequência são cada vez mais atenuados, tornando-os menos úteis, e sinais de maior frequência também exigem circuitos eletrônicos mais rápidos.

Uma estratégia para usar largura de banda limitada com mais eficiência é usar mais de dois níveis de sinaliza-

Figura 2.17 | Códigos de linha: (a) Bits, (b) NRZ, (c) NRZI, (d) Manchester, (e) Bipolar or AMI.

ção. Usando quatro voltagens, por exemplo, podemos enviar 2 bits ao mesmo tempo como um único símbolo. Esse projeto funcionará desde que o sinal no receptor seja suficientemente forte para distinguir os quatro níveis. A taxa em que o sinal muda é, então, metade da taxa de bits, de modo que a largura de banda necessária foi reduzida.

Chamamos a taxa em que o sinal muda de taxa de símbolos, para distingui-la da taxa de bits. Esta é a taxa de símbolos multiplicada pelo número de bits por símbolo. Um nome mais antigo para a taxa de símbolos, principalmente no contexto de dispositivos chamados modems de telefone que transmitem dados digitais pelas linhas telefônicas, é taxa baud. Na literatura, os termos ‘taxa de bits’ e ‘taxa baud’ normalmente são usados de modo incorreto.

Observe que o número de níveis de sinal não precisa ser uma potência de dois. Normalmente ele não é, com alguns dos níveis usados para proteção contra erros e simplificação do projeto do receptor.

Recuperação de clock

Para todos os esquemas que codificam bits em símbolos, o receptor precisa saber quando um símbolo termina e o próximo começa, para decodificar os bits corretamente. Com o NRZ, em que os símbolos são simplesmente níveis de tensão, uma longa sequência de 0s ou 1s deixa o sinal inalterado. Após um tempo, é difícil distinguir os bits, pois 15 zeros se parecem muito com 16 zeros, a menos que você tenha um clock muito preciso.

Os clocks precisos ajudariam com esse problema, mas eles são uma solução dispendiosa para equipamentos básicos. Lembre-se de que estamos temporizando bits em links que trabalham em muitos megabits/s, de modo que o clock teria de fluir por menos de uma fração de microssegundo pela maior sequência permitida. Isso pode ser razoável para enlaces lentos ou mensagens curtas, mas essa não é uma solução geral.

Uma estratégia é enviar um sinal de clock separado para o receptor. Outra linha de clock não é grande coisa para barramentos de computador ou cabos curtos, em que existem muitas linhas paralelas, mas é um desperdício para a maioria dos enlaces de rede, pois, se tivéssemos outra linha para enviar um sinal, poderíamos usá-la para enviar dados. Aqui, um truque inteligente é misturar o sinal de clock com o sinal de dados efetuando a operação XOR por ambos, de modo que nenhuma linha extra seja necessária. Os resultados aparecem na Figura 2.17(d). O clock faz uma transição de clock em cada tempo de bit, de modo que ele funciona no dobro da taxa de bits. Quando ele é XORado com o nível 0, ele faz a transição de baixo para alto, que é simplesmente o clock. Essa transição é o 0 lógico. Quando ele é XORado com o nível 1, é invertido e faz uma transição de alto para baixo. Essa transição é o 1 lógico. Esse esquema é conhecido como codificação Manchester, e foi usado para a Ethernet clássica.

A desvantagem da codificação Manchester é que ela exige duas vezes mais largura de banda que a NRZ, em virtude do clock, e aprendemos que a largura de banda normalmente importa. Uma estratégia diferente é baseada na ideia de que devemos codificar os dados para garantir que haja transições suficientes no sinal. Considere que o NRZ terá problemas de recuperação de clock somente para longas sequências de 0s e 1s. Se houver transições frequentes, será fácil para o receptor permanecer sincronizado com o fluxo de símbolos de chegada.

Como um passo na direção certa, podemos simplificar a situação codificando um 1 como uma transição e 0 como nenhuma transição, ou vice-versa. Essa codificação é chamada NRZI(Non-Return-to-ZeroInverted), uma variação da NRZ. Um exemplo pode ser visto na Figura 2.17(c). O popular padrão USB (Universal Serial Bus) para a conexão de periféricos de computador usa NRZI. Com ele, longas sequências de 1s não causam problema.

Naturalmente, longas sequências de 0s ainda causam um problema que precisamos consertar. Se fôssemos a companhia telefônica, poderíamos simplesmente solicitar que o transmissor não transmitisse muitos 0s. Para que funcionassem corretamente, as linhas telefônicas digitais mais antigas nos Estados Unidos, chamadas linhas T1, realmente exigiam que não mais do que 15 zeros consecutivos fossem enviados. Para resolver realmente o problema, podemos dividir sequências de 0s mapeando pequenos grupos de bits para serem transmitidos de modo que os grupos com 0s sucessivos sejam mapeados para padrões ligeiramente maiores, que não têm muitos 0s consecutivos.

Um código bem conhecido para fazer isso é chamado 4B/5B. Cada 4 bits são mapeados para um padrão de 5 bits com uma tabela de tradução fixa. Os padrões de 5 bits são escolhidos de tal forma que nunca haverá uma sequência de mais de três 0s consecutivos. O mapeamento aparece na Tabela 2.4. Esse esquema acrescenta 25 por cento de overhead, que é melhor do que os 100 por cento de overhead da codificação Manchester. Como existem 16 combinações de entrada e 32 combinações de saída, algumas das combinações de saída não são usadas. Deixando de lado as combinações com muitos 0s sucessivos, ainda existirão alguns códigos. Como um bônus, podemos usar esses códigos não de dados para representar sinais de controle da camada física. Por exemplo, em alguns casos, ‘11111’ representa a linha ociosa, e ‘11000’ representa o início de um quadro.

Uma técnica alternativa é fazer com que os dados pareçam aleatórios, o que é conhecido como embaralhamento (ou scrambling). Nesse caso, provavelmente haverá transições frequentes. Um embaralhador funciona realizando o XOR dos dados com uma sequência pseudoaleatória antes de serem transmitidos. Esse embaralhamento tornará os dados tão aleatórios quanto a sequência pseudoaleatória (supondo que eles sejam independentes da sequência

pseudoaleatória). O receptor, então, realiza o XOR dos bits de entrada com a mesma sequência pseudoaleatória para registrar os dados reais. Para que isso seja prático, a sequência pseudoaleatória precisa ser fácil de criar. Em geral, ela é dada como uma semente para um gerador de números aleatórios simples.

O embaralhamento é atraente porque não acrescenta largura de banda ou overhead temporal. De fato, normalmente é importante condicionar o sinal de modo que ele não mantenha energia em componentes de frequência dominantes (causados por padrões de dados repetitivos) que poderiam radiar interferência eletromagnética. O embaralhamento ajuda porque os sinais aleatórios tendem a ser ‘brancos’ ou ter a energia espalhada pelos demais componentes de frequência.

Contudo, o embaralhamento não garante que não haverá sequências longas. Ocasionalmente, é possível não ter sorte. Se os dados forem iguais à sequência pseudoaleatória, com o XOR, eles serão todos 0. Esse resultado geralmente não ocorre com uma sequência pseudoaleatória longa, difícil de prever. Contudo, com uma sequência curta ou previsível, é possível que usuários maliciosos enviem padrões de bits que causem longas sequências de 0s depois do embaralhamento, causando falha nos enlaces. As antigas versões dos padrões para enviar pacotes IP por enlaces SONET no sistema telefônico tinham esse defeito (Malis e Simpson, 1999). Era possível que os usuários enviassem certos ‘pacotes fatais’, sabendo que isso causaria problemas.

Sinais balanceados

Sinais que possuem tanto tensão positiva quanto negativa, mesmo que seja por curtos períodos, são chamados sinais balanceados. Sua média é zero, o que significa que eles não possuem o componente elétrico CC (corrente contínua). A falta de um componente CC é uma vantagem, pois alguns canais, como o cabo coaxial ou as linhas com transformadores, atenuam bastante um componente CC, em virtude de suas propriedades físicas. Além disso, o

Dados (4B)	Código (5B)	Dados (4B)	Código (5B)
0000	11110	1000	10010
0001	01001	1001	10011
0010	10100	1010	10110
0011	10101	1011	10111
0100	01010	1100	11010
0101	01011	1101	11011
0110	01110	1110	11100
0111	01111	1111	11101

Tabela 2.4 | Mapeamento 4B/5B.

método de conexão do receptor ao canal de comunicação, chamado acoplamento capacitivo, deixa passar apenas a parte CA (corrente alternada) de um sinal. De qualquer modo, se enviarmos um sinal cuja média não seja zero, desperdiçamos energia, pois o componente CC será eliminado. O balanceamento ajuda a oferecer transições para a

recuperação de clock, pois existe uma mistura de tensões positiva e negativa. Ele também oferece um modo simples de calibrar receptores, pois a média do sinal pode ser medida e usada como um patamar de decisão para decodificar símbolos. Com sinais não balanceados, a média pode flutuar do nível de decisão verdadeiro, em razão de uma alta taxa de ‘1s’, por exemplo, que faria com que mais símbolos fossem decodificados com erros.

Um modo simples de construir um código balanceado é usar dois níveis de tensão para representar um ‘1’ lógico (digamos, +1 V ou –1 V), com 0 V representando um zero lógico. Para enviar 1, o transmissor alterna entre os níveis +1 V e –1 V, de modo que eles sempre resultem na média. Esse esquema é chamado codificação bipolar. Nas redes de telefone, ele é chamado AMI (Alternate Mark Inversion), baseado em uma terminologia antiga, em que 1 é chamado ‘marca’ e 0 é chamado ‘espaço’ Um exemplo pode ser visto na Figura 2.17(e).

A codificação bipolar acrescenta um nível de tensão para alcançar o equilíbrio. Como alternativa, podemos usar um mapeamento como 4B/5B para conseguir o equilíbrio (bem como as transições para a recuperação de clock). Um exemplo desse tipo de código balanceado é o código de linha 8B/10B. Ele mapeia 8 bits de entrada para 10 bits de saída, de modo que é 80 por cento eficiente, assim como o código de linha 4B/5B. Os 8 bits são divididos em um grupo de 5 bits, que é mapeado para 6 bits, e um grupo de 3 bits, que é mapeado para 4 bits. Os símbolos de 6 e 4 bits são, então, concatenados. Em cada grupo, alguns padrões de entrada podem ser mapeados para padrões de saída balanceados, com o mesmo número de 0s e 1s. Por exemplo, ‘001’ é mapeado para ‘1001’, que é balanceado. Mas não existem combinações suficientes para todos os padrões de saída serem balanceados. Para esses casos, cada padrão de entrada é mapeado para dois padrões de saída. Um terá um 1 extra e a alternativa terá um 0 extra. Por exemplo, ‘000’ é mapeado tanto para ‘1011’ quanto para seu complemento ‘0100’. À medida que os bits de entrada são mapeados para bits de saída, o codificador recorda a disparidade do símbolo anterior. A disparidade é o número total de 0s ou 1s pelos quais o sinal está fora de equilíbrio. O codificador, então, seleciona um padrão de saída ou seu padrão alternativo, para reduzir a disparidade. Com 8B/10B, a disparidade será de no máximo 2 bits. Assim, o sinal nunca estará longe de ser balanceado. Nunca haverá mais do que cinco 1s ou 0s consecutivos, para ajudar com a recuperação do clock.

2.5.2 TRANSMISSÃO EM BANDA PASSANTE

Em geral, queremos usar uma faixa de frequências que não começa com zero para enviar informações por um canal. Para canais sem fio, não é prático enviar sinais de frequência muito baixos, pois o tamanho da antena precisa ser uma fração do comprimento de onda do sinal, que se torna grande. De qualquer forma, restrições da regulamentação e a necessidade de evitar interferência normalmente ditam a escolha de frequências. Até mesmo para fios, colocar um sinal em determinada banda de frequência é útil para permitir que diferentes tipos de sinais coexistam no canal. Esse tipo de transmissão é chamado transmissão de banda passante, pois uma banda de frequência arbitrária é usada para passar o sinal.

Felizmente, nossos resultados fundamentais, mostrados anteriormente no capítulo, são todos em termos de largura de banda, ou da largura da banda de frequência. Os valores de frequência absoluta não importam para a capacidade. Isso significa que podemos apanhar um sinal de bandabase, que ocupa de 0 a B Hz, e deslocá-lo para cima para ocupar uma banda passante de S a S + B Hz sem mudar a quantidade de informação que ele pode transportar, embora o sinal tenha aparência diferente. Para processar um sinal no receptor, podemos deslocá-lo de volta para a banda base, onde é mais conveniente detectar símbolos.

A modulação digital é realizada com a transmissão da banda passante regulando ou modulando um sinal de portadora sobreposto à banda passante. Podemos modular a amplitude, a frequência ou a fase do sinal da portadora. Cada um desses métodos tem um nome correspondente. No ASK (Amplitude Shift Keying), duas amplitudes diferentes são usadas para representar 0 e 1. Um exemplo com um nível diferente de zero e outro zero aparece na Figura 2.18(b). Mais de dois níveis podem ser usados para representar mais símbolos. De modo semelhante, com o chaveamento por deslocamento de frequência, ou FSK (Frequency Shift Keying), dois ou mais tons diferentes são usados. O exemplo na Figura 2.18(c) usa apenas duas frequências. Na forma mais simples do chaveamento por deslocamento de fase, ou PSK (Phase Shift Keying), a onda da portadora é sistematicamente deslocada em 0 ou 180 graus em cada período de símbolo. Como existem duas fases, ela é chamada chaveamento binário por deslocamento de fase, ou BPSK (Binary Phase Shift Keying). O chaveamento ‘binário’, nesse caso, refere-se aos dois símbolos, não que os símbolos representem 2 bits. Um exemplo aparece na Figura 2.18(c). Um esquema melhor, que usa a largura de banda do canal de modo mais eficiente, é usar quatro deslocamentos, por exemplo, 45, 135, 225 ou 315 graus, para transmitir 2 bits de informação por símbolo. Essa versão é chamada chaveamento por deslocamento de fase em quadratura, ou QPSK (Quadrature Phase ShiftKeying).

Figura 2.18 | (a) Um sinal binário. (b) Chaveamento por deslocamento de amplitude. (c) Chaveamento por deslocamento de frequência. (d) Chaveamento por deslocamento de fase.

Figura 2.19 | (a) QPSK. (b) QAM-16. (c) QAM-64.

Podemos combinar esses esquemas e usar mais níveis para transmitir mais bits por símbolo. Somente a frequência ou a fase podem ser moduladas em determinado momento, pois elas estão relacionadas, normalmente sendo a taxa de mudança de fase com o tempo. Em geral, amplitude e fase são moduladas em combinação. Três exemplos aparecem na Figura 2.19. Em cada exemplo, os pontos dão as combinações válidas de amplitude e de fase de cada símbolo. Na Figura 2.19(a), vemos pontos equidistantes em 45, 135, 225 e 315 graus. A fase de um ponto é indicada pelo ângulo que uma linha a partir dele até a origem faz com o eixo x positivo. A amplitude de um ponto é a distância a partir da origem. Essa figura é uma representação do QPSK.

Esse tipo de diagrama é chamado diagrama de constelação. Na Figura 2.19(b), vemos um esquema de modulação com um diagrama de constelação mais denso. Como são utilizadas dezesseis combinações de amplitudes e fase, o esquema de modulação pode ser usado para transmitir quatro bits por símbolo. Ele é chamado QAM-16, em que QAM significa Quadrature Amplitude Modulation (modulação por amplitude de quadratura). A Figura 2.19(c) é outro esquema de modulação com 64 combinações diferentes, de forma que podem ser transmitidos 6 bits por símbolo. Ele é chamado QAM-64. Também são usadas QAMs de ordem mais alta. Como você poderia imaginar a partir dessas constelações, é mais fácil criar circuitos eletrônicos para produzir símbolos como uma combinação de valores em cada eixo do que como uma combinação de valores de amplitude e fase. É por isso que os padrões se parecem com quadrados, em vez de círculos concêntricos.

As constelações que vimos até aqui não mostram de forma alguma como os bits são atribuídos aos símbolos. Ao fazer a atribuição, uma consideração importante é que uma pequena rajada de ruído no receptor não ocasiona muitos erros de bit. Isso poderia acontecer se atribuíssemos valores de bit consecutivos a símbolos adjacentes. Com a QAM-16, por exemplo, se um símbolo designasse 0111 e o símbolo vizinho designasse 1000, se o receptor por engano apanhasse o símbolo adjacente, ele faria com que todos os bits ficassem errados. Uma solução melhor é mapear entre bits e símbolos, de modo que os símbolos adjacentes difiram em apenas 1 posição de bit. Esse mapeamento é chamado código Gray. A Figura 2.20 mostra um diagrama de constelação QAM-16 que foi codificada pelo código Gray. Agora, se o receptor decodificar o símbolo com erro, ele cometerá apenas um erro de único bit no caso esperado em que o símbolo codificado está próximo do símbolo transmitido.

2.5.3 MULTIPLEXAÇÃO POR DIVISÃO DE FREQUÊNCIA

Os esquemas de modulação que vimos nos permitem enviar um sinal para transmitir bits por um enlace com ou sem fios. Porém, as economias de escala desempenham um papel importante no modo como usamos as redes. Custa basicamente o mesmo valor instalar e manter uma linha de transmissão com uma largura de banda alta e uma linha com largura de banda baixa entre dois escritórios diferentes (em outras palavras, os custos advêm de ter de cavar a trincheira, não do tipo de cabo ou fibra que se utiliza). Consequentemente, esquemas de multiplexação têm sido desenvolvidos para compartilhar as linhas entre muitos sinais.

A multiplexação por divisão de frequência, ou FDM (Frequency Division Multiplexing), tira proveito da transmissão de banda passante para compartilhar um canal. Ela divide o espectro em bandas de frequência, com cada usuário tendo posse exclusiva de alguma banda para enviar seu sinal. A transmissão de rádio AM ilustra a FDM. O espectro alocado é de cerca de 1 MHz, aproximadamente 500 a 1500 kHz. Diferentes frequências são alocadas a diferentes canais lógicos (estações), cada um operando em uma parte do espectro, com a separação entre canais grande o bastante para impedir interferência.

Para ver um exemplo mais detalhado, a Figura 2.21 mostra como três canais telefônicos de nível de voz são multiplexados com o uso da FDM. Os filtros limitam a largura de banda utilizável a cerca de 3.100 Hz por canal de qualidade de voz. Quando muitos canais são multiplexados ao mesmo tempo, são alocados 4.000 Hz para cada canal. O excesso é chamado banda de proteção. Ele mantém os canais bem separados. Primeiro, os canais de voz têm sua

Figura 2.20 | QAM-16 em código Gray.

frequência aumentada, cada qual com um valor diferente. Depois eles podem ser combinados, pois agora não há dois canais ocupando a mesma porção do espectro. Observe que, apesar de haver intervalos entre os canais graças às bandas de proteção, há uma certa sobreposição entre canais adjacentes, porque os filtros não têm limites nítidos. Essa sobreposição significa que um forte pico no limite de um canal será sentido no canal adjacente como ruído não térmico.

Esse esquema tem sido usado para multiplexar chamadas no sistema telefônico há muitos anos, mas o esquema de multiplexação no tempo agora é preferido em lugar dele. Contudo, a FDM continua a ser usada nas redes telefônicas, assim como na telefonia celular, redes sem fios terrestres e redes por satélite em um nível de detalhamento mais alto.

Ao enviar dados digitais, é possível dividir o espectro de modo eficiente sem usar bandas de proteção. Na multiplexação ortogonal por divisão de frequência, ou OFDM (Orthogonal Frequency Division Multiplexing), a largura de banda do canal é dividida em muitas subportadoras que enviam dados independentemente (por exemplo, com QAM). As subportadoras compactam bastante o domínio de frequência, assim, os sinais de cada subportadora se estendem para as adjacentes. Contudo, como vemos na Figura 2.22, a resposta em frequência de cada subportadora é projetada de modo que seja zero no centro das subportadoras adjacentes. As subportadoras podem, portanto, ser amostradas em suas frequências centrais sem interferência de seus vizinhos. Para que isso funcione, um tempo de proteção é necessário para repetir uma parte dos sinais de símbolo no tempo, de modo que tenham a resposta de

Figura 2.21 | Multiplexação por divisão de frequência. (a) As larguras de banda originais. (b) As larguras de banda aumentaram em frequência. (c) O canal multiplexado.

frequência desejada. Porém, esse overhead é muito menor que o necessário para muitas bandas de proteção.

A ideia da OFDM já existe há muito tempo, mas somente na última década ela foi amplamente adotada, seguindo a observação de que é possível implementar OFDM de modo eficiente em termos de uma transformada de Fourier dos dados digitais por todas as subportadoras (em vez de modular separadamente cada subportadora). A OFDM é usada em 802.11, redes a cabo e redes por linhas de energia elétrica, e é planejada para os sistemas celulares de quarta geração. Normalmente, o fluxo de informações digitais de alta velocidade é dividido em muitos fluxos de baixa velocidade, os quais são transmitidos nas subportadoras em paralelo. Essa divisão é valiosa porque as degradações do canal são mais fáceis de serem lidadas no nível da subportadora; algumas subportadoras podem ser muito degradadas e excluídas em favor de subportadoras que são bem recebidas.

2.5.4 MULTIPLEXAÇÃO POR DIVISÃO DE TEMPO

Uma alternativa à FDM é a multiplexação por divisão de tempo, ou TDM (Time Division Multiplexing). Aqui, os usuários se alternam (em um padrão de rodízio), cada um periodicamente usando a largura de banda inteira por um pequeno período. Um exemplo de três fluxos sendo multiplexados com TDM aparece na Figura 2.23. Os bits de cada fluxo de entrada são apanhados em um slot de tempo fixo e enviados para o fluxo agregado. Esse fluxo trabalha em uma velocidade que é a soma dos fluxos individuais. Para que isso funcione, os fluxos precisam estar sincronizados no tempo. Pequenos intervalos de tempo de proteção, semelhantes à banda de proteção de frequência, podem ser acrescentados para acomodar pequenas variações de sincronização.

A TDM é bastante usada como parte das redes de telefone e celular. Para evitar um ponto de confusão, vamos esclarecer que isso é muito diferente da multiplexação estatística por divisão de tempo, ou STDM (StatisticalTimeDivisionMultiplexing). O termo ‘estatística’ é

acrescentado para indicar que os fluxos individuais contribuem para o fluxo multiplexado, e não sobre uma programação fixa, mas de acordo com a estatística de sua demanda. A STDM é a comutação de pacotes com outro nome.

2.5.5 MULTIPLEXAÇÃO POR DIVISÃO DE CÓDIGO

Existe um terceiro tipo de multiplexação, que funciona de um modo completamente diferente da FDM e da TDM. A multiplexação por divisão de código, ou CDM (Code Division Multiplexing) é uma forma de comunicação por dispersão espectral, na qual um sinal de banda estreita é espalhado por uma banda de frequência mais larga. Isso pode torná-la ainda mais tolerante às interferências, além de permitir que vários sinais de diferentes usuários compartilhem a mesma banda de frequência. Como a multiplexação por divisão de código é usada principalmente para essa última finalidade, ela normalmente é chamada de acesso múltiplo por divisão de código, ou CDMA (Code Division MultipleAccess).

O CDMA permite que cada estação transmita por todo o espectro de frequência o tempo todo. Várias transmissões simultâneas são separadas usando a teoria da codificação. Antes de entrarmos no algoritmo, vamos considerar uma analogia: o saguão de um aeroporto com muitos pares de pessoas conversando. Com a TDM, todas as pessoas estariam no meio do saguão, mas conversariam por turnos, um par de pessoas de cada vez. Com a FDM, as pessoas formariam grupos bem separados, cada um mantendo sua própria conversação ao mesmo tempo, alguns com uma altura maior e outros com uma altura menor, de modo que cada par pudesse manter sua própria conver sa ao mesmo tempo, mas ainda independentemente dos outros grupos. Com o CDMA, todas as pessoas estariam no meio do saguão falando ao mesmo tempo, mas cada par de pessoas conversando em um idioma diferente. O par que estivesse falando em francês só reconheceria esse idioma, rejeitando tudo que não fosse francês como ruído. Desse modo, a chave do CDMA é a capacidade de extrair o sinal desejado e rejeitar todos os outros como ruído aleatório.

Figura 2.22 | Multiplexação ortogonal por divisão de frequência (OFDM).

Figura 2.23 | Multiplexação por divisão de tempo (TDM).

A seguir, veremos uma descrição um pouco simplificada do sistema.

No CDMA, cada tempo de duração de um bit é subdividido em m intervalos curtos, denominados chips. Normalmente, existem 64 ou 128 chips por bit, mas, no exemplo apresentado a seguir, usaremos 8 chips/bit, para simplificar. A cada estação é atribuído um código de m bits exclusivo, chamado sequênciadechips. Para fins pedagógicos, é mais conveniente usar uma notação bipolar para escrever esses códigos como sequências de –1 e +1. Mostraremos as sequências de chips entre parênteses.

Para transmitir um bit 1, uma estação envia sua sequência de chips. Para transmitir um bit 0, envia a negação de sua sequência de chips. Não são permitidos quaisquer outros padrões. Assim, para m = 8, se a estação A receber a atribuição da sequência de chips (−1 −1 −1 +1 +1 −1 +1 +1), ela transmitirá um bit 1 ao enviar a sequência de chips, e 0 transmitindo (+1 +1 +1 −1 −1 +1 −1 −1). Na realidade, são sinais com esses níveis de tensão que são enviados, mas é suficiente para pensarmos em termos das sequências.

O aumento do volume de informações a serem enviadas de b bits/s para mb chips/s só poderá ocorrer se a largura de banda disponível for m vezes maior que a largura de banda necessária para uma estação que não usa CDMA (supondo-se a ausência de alterações nas técnicas de modulação ou codificação). Se tivéssemos uma banda de 1 MHz disponível para cem estações, com FDM, cada uma teria 10 kHz e poderia transmitir a uma velocidade de 10 kbps (supondo-se 1 bit por Hz). No CDMA, cada estação utiliza 1 MHz inteiro e, portanto, a taxa de chips é de cem chips por bit, para espalhar a taxa de bits da estação de 10 kbps pelo canal.

Na Figura 2.24(a) e (b), mostramos as sequências de chips binárias atribuídas a quatro exemplos de estações e os sinais que elas representam. Cada estação tem sua própria sequência exclusiva de chips. Vamos usar o símbolo S para indicar o vetor de m chips correspondente à estação S, e Spara sua negação. Todas as sequências de chips são ortogonais par a par; isso significa que o produto interno normalizado de duas sequências de chips distintas, S e T (indicado como S • T), é 0. Sabemos como gerar tal sequência ortogonal de chips usando um método conhecido como códigos de Walsh. Em termos matemáticos, a ortogonalidade das sequências de chips pode ser expressa por:

(2.5)

Em linguagem comum, o número de pares iguais é igual ao de pares diferentes. Essa propriedade da ortogonalidade será essencial mais adiante. Observe que, se S• T= 0, então S• Ttambém será 0. O produto interno normalizado de qualquer sequência de chips por ela mesma é igual a 1:

Isso ocorre porque cada um dos m termos do produto interno é 1 e, portanto, a soma é m. Observe também que S • S= –1.

Durante cada intervalo com duração de um bit, uma estação pode transmitir um bit 1 (enviando sua sequência de chips), pode transmitir um bit 0 (enviando a parte negativa de sua sequência de chips), ou pode ficar inativa e não realizar nenhuma transmissão. Por enquanto, supomos que todas as estações estão sincronizadas e que a transmissão de todas as sequências de chips começa no mesmo instante. Quando duas ou mais estações transmitem simultaneamente, suas sequências bipolares somam-se linearmente. Por exemplo, se, durante um período de um chip, três estações transmitirem +1 e uma estação transmitir –1, o resultado +2 será recebido. Isso pode ser considerado como a soma de voltagens sobrepostas no canal: se três estações transmitirem + 1 volt e uma estação transmitir –1 volt como saída, o resultado será 2 volts. Por exemplo, a Figura 2.24(c) apresenta seis exemplos em que uma ou mais estações transmitem um bit 1 ao mesmo tempo. No primeiro exemplo, C transmite um bit 1 e, assim, simplesmente obtemos a sequência de chips de C. No segundo, B e C transmitem bits 1 e obtemos a soma de suas sequências bipolares de chips da seguinte forma:

(–1 –1 +1 –1 +1 +1 +1 –1) + (–1 +1 –1 +1 +1 +1 –1 –1)

= (–2 0 0 0 +2 +2 0 –2)

Para recuperar o fluxo de bits de uma estação individual, o receptor precisa conhecer com antecedência a sequência de chips da estação transmissora. Ele executa a recuperação calculando o produto interno normalizado da sequência de chips recebida e a sequência de chips da estação cujo fluxo de bits está tentando recuperar. Se a sequência de chips recebida for S e o receptor estiver tentando ouvir uma estação cuja sequência de chips é C, ele apenas calcula o produto interno normalizado, S•C.

Figura 2.24 | (a) Sequências de chips binárias para quatro estações. (b) Sequências de chips bipolares. (c) Seis exemplos de transmissões. (d) Recuperação do sinal da estação C.

Para entender por que esse procedimento funciona, imagine que as duas estações, A e C, transmitem um bit 1 ao mesmo tempo que B transmite um bit 0, como no caso do terceiro exemplo. O receptor percebe a soma, S = A + B+ C, e calcula:

S • C = (A + B+ C) • C = A • C + B• C + C • C

= 0 + 0 + 1 = 1

Os dois primeiros termos desaparecem porque todos os pares de sequências de chips foram cuidadosamente escolhidos para serem ortogonais, como mostra a Equação 2.5. Agora já deve estar claro por que essa propriedade precisa ser imposta às sequências de chips.

Para tornar mais concreto o processo de decodificação, vamos considerar novamente os seis exemplos da Figura 2.24(d). Suponha que o receptor esteja interessado em extrair o bit enviado pela estação C de cada uma das seis somas de S₁ a S₆. Ele calcula o bit somando aos pares os produtos da S recebida com o vetor C da Figura 2.24(a), extraindo depois 1/8 do resultado (pois, neste caso m = 8). Os exemplos incluem casos em que C é silencioso, envia um bit 1 e envia um bit 0, individualmente e em combinação com outras transmissões. Como vemos, o bit correto é decodificado a cada vez. É como falar francês.

Em princípio, dada uma capacidade de computação suficiente, o receptor poderá escutar todos os transmissores ao mesmo tempo, executando o algoritmo de decodificação correspondente a cada um deles em paralelo. Na prática, é mais fácil falar do que fazer, e é útil saber quais transmissores poderiam estar transmitindo.

O ideal é que, no sistema CDMA sem ruído que estudamos aqui, o número de estações que enviam simultaneamente possa ser arbitrariamente grande, usando sequências de chips maiores. Para 2ⁿ estações, os códigos deWalshpodemoferecer2ⁿ sequênciasdechipsortogonaisde tamanho 2ⁿ. Contudo, uma limitação significativa é o fato de considerarmos que todos os chips são sincronizados no tempo no receptor. Essa sincronização nem mesmo é aproximadamente verdadeira em algumas aplicações, como em redes de celular (nas quais o CDMA foi bastante utilizado a partir da década de 1990). Isso leva a diferentes projetos. Voltaremos a esse assunto mais adiante no capítulo, descrevendo como o CDMA assíncrono difere do CDMA síncrono.

Assim como as redes de celular, o CDMA é usado por satélites e redes a cabo. Nesta rápida introdução, passamos brevemente pelos muitos fatores complicadores. Os engenheiros que desejam obter um conhecimento profundo do CDMA deverão ler Viterbi (1995) e Lee e Miller (1998). Entretanto, essas referências exigem muita base em engenharia de comunicação.

2.6 A REDE PÚBLICA DE TELEFONIA COMUTADA

Quando dois computadores de uma mesma empresa ou organização, instalados perto um do outro, precisam se comunicar, geralmente é mais fácil conectá-los por meio de um cabo. As LANs funcionam dessa forma. No entanto, quando as distâncias começam a ficar grandes, há muitos computadores e cabos têm de atravessar uma estrada ou outra passagem pública, os custos de instalação de cabos privados costumam ser proibitivos. Além disso, em quase todos os países do mundo, também é ilegal estender linhas de transmissão privadas em (ou sob) propriedades do governo. Consequentemente, os projetistas de rede devem confiar nos recursos de telecomunicações existentes.

Esses recursos, em particular a PSTN (Public Switched Telephone Network), foram projetados há muitos anos, tendo em vista um objetivo completamente diferente: a transmissão da voz humana de uma forma mais ou menos reconhecível. Quando esses recursos são adaptados para a comunicação computador/computador, o resultado é, no máximo, tolerável. Para entender o tamanho do problema, considere que um cabo barato instalado entre dois computadores possa transferir dados a 1 Gbps ou mais. Por outro lado, a ADSL típica, alternativa bem mais rápida a

um modem de telefone, trabalha em torno de 1 Mbps. A diferença entre os dois é a diferença entre viajar em um avião e fazer uma caminhada sem nenhuma pressa.

Apesar disso, o sistema telefônico está bastante interligado com redes de computadores (longas distâncias), de modo que vale a pena dedicar algum tempo para estudá-lo em detalhes. O fator limitador para fins de rede é o ‘último quilômetro’ no qual os clientes se conectam, e não os troncos e switches dentro da rede telefônica. Essa situação está mudando com a implantação gradual da tecnologia de fibra e digital na borda da rede, mas ainda são necessários tempo e dinheiro. Durante a longa espera, os projetistas dos sistemas de computadores, acostumados a trabalhar com sistemas que oferecem desempenho no mínimo três ordens de grandeza maior, começam a dedicar muito tempo e esforço tentando descobrir um meio de usar a rede telefônica com maior eficiência.

Nas próximas seções, descreveremos o sistema telefônico e mostraremos como ele funciona. Para obter informações adicionais sobre o funcionamento interno do sistema telefônico, consulte Bellamy (2000).

2.6.1 ESTRUTURA DO SISTEMA TELEFÔNICO

Logo depois que Alexander Graham Bell patenteou a invenção do telefone, em 1876 (apenas algumas horas antes de seu concorrente, Elisha Gray), houve uma grande demanda por essa nova invenção. Inicialmente, o mercado estava voltado para a venda de telefones, que eram comercializados aos pares. Era o usuário quem tinha de conectar os dois aparelhos usando um fio. Se o proprietário de um telefone quisesse usar o aparelho para conversar com n outros proprietários de telefone, tinha de conectar fios em todas as n residências. Em um ano, as cidades ficaram tomadas por fios que passavam pelas casas e pelas árvores, em uma selva de fios. Logo ficou óbvio que o modelo de conexão de um telefone a outro, como é mostrado na Figura 2.25(a), não funcionaria.

Bell percebeu essa situação e criou a Bell Telephone Company, que abriu sua primeira estação de comutação (em New Haven, Connecticut) em 1878. A empresa ligava um fio até a casa ou o escritório de cada usuário. Para fazer uma chamada, o usuário girava a manivela, o que emitia um som na companhia telefônica e chamava a atenção de um operador. Este, por sua vez, conectava manualmente o emissor da chamada ao receptor usando um jumper. Observe, na Figura 2.25(b), o modelo de uma única estação de comutação.

Não demorou muito tempo para as estações de comutação da Bell System se espalharem por todos os locais, e logo as pessoas passaram a querer fazer chamadas interurbanas. Por isso, a Bell System passou a conectar uma estação de comutação a outra. Contudo, o problema original veio à tona mais uma vez: conectar cada estação de comutação a outra através de um fio entre elas logo se tornou inviável. Então, foram inventadas as estações de comutação de segundo nível. Depois de algum tempo, tornaram-se necessárias várias estações de segundo nível, como mostra a Figura 2.25(c). Mais tarde, a hierarquia cresceu até alcançar cinco níveis.

Em 1890, era possível notar a presença das três principais partes do sistema telefônico: as estações de comutação, os fios que ligavam os usuários a essas estações (agora já operando com cabos de pares trançados, isolados e balanceados em vez de cabos abertos com retorno por terra) e as conexões de longa distância existentes entre as estações de comutação. Para obter breves informações técnicas sobre o sistema telefônico e sua história, consulte Hawley (1991).

Embora tenha havido melhorias em todas as três áreas desde então, o modelo básico da Bell System continuou praticamente intacto por mais de cem anos. Embora seja bastante simplificada, a descrição a seguir apresenta a ideia básica do sistema telefônico. Cada telefone contém dois fios de cobre que saem do aparelho e se conectam diretamente à estação final mais próxima da companhia telefônica (também denominada estação central local). Em geral, a distância varia de 1 a 10 km, sendo menor nas cidades que nas regiões rurais. Só nos Estados Unidos, existem cerca 22 mil estações finais. As conexões através de dois fios entre o telefone de cada assinante e a estação final são conhecidas no mercado como circuito terminal. Se todos os circuitos terminais existentes no mundo inteiro fossem esticados de

Figura 2.25 | (a) Rede totalmente interconectada. (b) Switch centralizado. (c) Hierarquia de dois níveis.

uma extremidade a outra, seu comprimento equivaleria a mil vezes a distância da Terra à Lua e de volta à Terra.

Houve uma época em que 80 por cento do capital da AT&T estava no cobre dos circuitos terminais, o que a tornava a maior mina de cobre do mundo. Felizmente, essa informação não foi muito difundida na comunidade financeira. Se tivessem conhecimento desse fato, alguns empresários poderiam comprar a AT&T, encerrar todos os serviços de telefonia dos Estados Unidos, descascar toda a fiação e vender os fios a uma refinaria de cobre para ter um retorno rápido do capital.

Se um assinante conectado a uma determinada estação final ligar para outro assinante da mesma estação, o mecanismo de comutação dentro da estação configurará uma conexão elétrica direta entre os dois circuitos terminais. Essa conexão permanecerá intacta durante a chamada.

Se o telefone chamado estiver conectado a outra estação final, outro procedimento terá de ser usado. Cada estação final contém uma série de linhas de saída para um ou mais centros de comutação vizinhos, denominados estações interurbanas (ou, se estiverem na mesma área, estações Tandem). Essas linhas são denominadas troncos de conexão interurbana. O número de diferentes tipos de centros de comutação e sua topologia variam de um país para outro, dependendo da densidade da telefonia do país.

Se as estações finais do transmissor e do receptor tiverem um tronco de conexão interurbana ligado à mesma estação interurbana (uma situação bastante provável caso estejam geograficamente próximos), a conexão poderá ser estabelecida dentro da estação interurbana. Observe, na Figura 2.25(c), uma rede telefônica formada apenas por telefones (os pontos pequenos), estações finais (os pontos maiores) e estações interurbanas (os quadrados).

Se o transmissor e o receptor não compartilharem a mesma estação interurbana, terá de ser estabelecido um caminho entre duas estações interurbanas. As estações interurbanas se comunicam entre si por meio de troncos interurbanos de alta largura de banda (também denominados troncos entre estações). Antes da dissolução da AT&T, em 1984, o sistema telefônico dos Estados Unidos usava o roteamento hierárquico para encontrar um caminho, indo para níveis mais altos da hierarquia até que houvesse uma estação de comutação em comum. Isso foi substituído pelo roteamento não hierárquico, mais flexível. A Figura 2.26 mostra como uma conexão de média distância pode ser roteada.

Nas telecomunicações, são usados vários meios de transmissão. Diferente dos prédios de escritórios modernos, nos quais a fiação normalmente é de Categoria 5, os circuitos terminais são formados por cabos de pares trançados de Categoria 3, com a fibra apenas começando a aparecer. Entre as estações de comutação, o uso de cabos coaxiais, micro-ondas e, principalmente, de fibras ópticas, é bastante frequente.

No passado, a transmissão em todo o sistema telefônico era analógica, com o sinal de voz real sendo transmitido como uma corrente elétrica da origem até o destino. Com o advento da fibra óptica, da eletrônica digital e dos computadores, todos os troncos e switches são agora digitais, deixando o circuito terminal como o último fragmento de tecnologia analógica no sistema. A transmissão digital é preferida porque, em uma chamada longa, não é necessário reproduzir com precisão uma forma de onda analógica depois de ter passado por muitos amplificadores. Ser capaz de distinguir corretamente 0 de 1 já é suficiente. Essa propriedade torna a transmissão digital mais confiável que a analógica. Ela também é mais econômica e de manutenção mais fácil.

Em suma, o sistema telefônico é formado por três componentes principais:

1. Circuitos terminais (pares trançados analógicos indo para as residências e para as empresas).

2. Troncos (fibra óptica digital conectando as estações de comutação).

3. Estações de comutação (onde as chamadas são transferidas de um tronco para outro).

Depois de uma rápida análise da política das companhias telefônicas, voltaremos a cada um desses três componentes e os analisaremos em detalhes. Os circuitos terminais oferecem acesso ao sistema inteiro para todas as

Figura 2.26 | Rota de um circuito típico para uma chamada de longa distância.

pessoas; assim, eles são críticos. Infelizmente, eles também constituem o elo mais fraco no sistema. Para os troncos de longa distância, a principal questão é reunir várias chamadas e transmiti-las ao mesmo tempo, pela mesma fibra. Esse assunto é chamado multiplexação, e para realizar esse processo aplicamos FDM e TDM. Por último, existem duas formas fundamentalmente distintas de executar a comutação; portanto, analisaremos ambas.

2.6.2 A POLÍTICA DAS COMPANHIAS TELEFÔNICAS

Por muitas décadas até 1984, a Bell System foi a responsável pelo serviço de chamadas locais e interurbanas nos Estados Unidos. Na década de 1970, o governo norte-americano concluiu que esse era um monopólio ilegal e promoveu uma ação para desmembrá-lo. O governo foi vitorioso e, em 1^o de janeiro de 1984, a AT&T foi dividida na AT&T Long Lines, em 23 BOCs(BellOperatingCompanies) e em algumas outras partes. As 23 BOCs foram agrupadas em sete BOCs regionais (RBOCs), o que as tornou economicamente viáveis. Toda a natureza do sistema de telecomunicações norte-americano foi alterada da noite para o dia por uma ordem judicial (e não por um ato do Congresso norte-americano).

Os detalhes exatos dessa ruptura foram descritos no conhecido julgamento final modificado, ou MFJ (Modified Final Judgement), um oxímoro, se é que houve um — se o julgamento podia ser modificado, isso significa que ele não era o resultado final. Esse fato provocou o aumento da concorrência, a melhoria dos serviços e a redução dos preços para consumidores e empresas. Entretanto, os preços para o serviço local cresceram à medida que os subsídios cruzados das chamadas de longa distância foram eliminados, e o serviço local teve de se tornar autossuficiente. Hoje em dia, muitos outros países estão considerando a abertura à concorrência em termos semelhantes.

De relevância direta para nossos estudos é que a nova estrutura competitiva introduziu um recurso técnico fundamental para a arquitetura da rede telefônica. Para determinar precisamente a quem cabiam as responsabilidades, o território dos Estados Unidos foi dividido em 164 áreas de transporte e acesso local, ou LATAs (Local Access and Transport Areas). De uma forma bem genérica, uma LATA corresponde à região coberta por um único código de área. Em geral, dentro de uma LATA existia um portador local de troca, ou LEC (Local Exchange Carrier) que detinha o monopólio do sistema telefônico convencional dentro de sua área. Os LECs mais importantes eram as BOCs, embora algumas LATAs contivessem uma ou mais das 1.500 companhias telefônicas independentes que operavam como LECs.

A nova característica era que todo o tráfego entre LATAs passou a ser manipulado por um tipo diferente de empresa, um portador Interexchange, ou IXC (IntereXchange Carrier). Originalmente, a AT&T Long Lines era o único IXC seguro, mas hoje em dia existem concorrentes fortes, como Verizon e Sprint, no ramo dos IXCs. Uma das preocupações ao ocorrer o desmembramento foi assegurar-se que todos os IXCs seriam tratados igualmente em termos de qualidade das linhas, das tarifas e do número de dígitos que seus clientes teriam de teclar para usá-los. Observe, na Figura 2.27, como essa situação é tratada. Nessa figura, vemos três exemplos de LATAs, cada uma com várias estações finais. As LATAs 2 e 3 também têm uma

Figura 2.27 | O relacionamento entre LATAs, LECs e IXCs. Todos os círculos são estações de comutação de LECs. Cada hexágono pertence ao IXC indicado pelo número.

pequena hierarquia com estações Tandem (estações interurbanas intraLATA).

Qualquer IXC que deseje se encarregar de chamadas provenientes de uma LATA pode criar uma estação de comutação denominada ponto de presença, ou POP (Point of Presence). O LEC é necessário para conectar cada IXC a cada estação final, seja diretamente, como nas LATAs 1 e 3, seja indiretamente, como na LATA 2. Além disso, as condições da conexão, tanto técnicas quanto financeiras, têm de ser idênticas para todos os IXCs. Dessa forma, um assinante da LATA 1, por exemplo, pode escolher qual IXC usará para entrar em contato com assinantes que façam parte da LATA 3.

Como parte do MFJ, os IXCs foram proibidos de prestar serviços telefônicos locais, e os LECs foram proibidos de prestar serviços telefônicos entre LATAs, apesar de todas serem livres para atuar em quaisquer outros ramos, como pequenos restaurantes. Em 1984, essa era uma condição razoavelmente não ambígua. Infelizmente, a tecnologia tem uma forma interessante de tornar a lei obsoleta. Nem a TV a cabo nem os telefones celulares foram cobertos pelo acordo. À medida que a TV a cabo passou de unidirecional para bidirecional e a popularidade dos telefones celulares explodiu, os LECs e os IXCs começaram a comprar ou a se associar às operadoras de TV a cabo ou de telefones celulares.

Em 1995, o Congresso dos Estados Unidos percebeu que tentar manter uma distinção entre os vários tipos de empresas não era mais sustentável e elaborou um projeto de lei que permitiria às empresas de TV a cabo, companhias telefônicas locais, concessionárias de comunicação de longa distância e operadoras de sistemas celulares entrarem nos ramos de negócio umas das outras. A ideia era que qualquer empresa poderia oferecer a seus clientes um único pacote integrado contendo serviços de TV a cabo, telefone e informações, e que diferentes empresas seriam concorrentes em serviços e preços. O projeto de lei foi sancionado em fevereiro de 1996, como uma reestruturação importante da regulamentação das telecomunicações. Como resultado, algumas BOCs se tornaram IXCs e algumas outras empresas, como operadoras de TV a cabo, começaram a oferecer serviços de telefonia local, competindo com os LECs.

Uma propriedade interessante da lei de 1996 é a exigência de que os LECs implementem portabilidade de número local. Isso significa que um cliente pode mudar de companhia telefônica local sem ter de receber um novo número de telefone. A portabilidade para números de telefone móvel (e entre linhas fixas e móveis) seguiu o exemplo em 2003. Essas providências removeram um enorme obstáculo para muitas pessoas, tornando-as muito mais inclinadas a mudar de LECs. Como resultado, o cenário das telecomunicações dos Estados Unidos se tornou muito mais competitivo, e outros países estão seguindo o mesmo caminho. Com frequência, outros países esperam para ver como esse tipo de experiência funciona nos Estados Unidos. Se dá certo, eles fazem o mesmo; se funciona mal, eles tentam algo diferente.

2.6.3 O CIRCUITO TERMINAL: MODEMS, ADSL E FIBRA ÓPTICA

Agora chegou o momento de iniciarmos nosso estudo detalhado do funcionamento do sistema de telefonia. Vamos começar pela parte com a qual a maioria das pessoas está familiarizada: o circuito terminal de dois fios, que vem da estação final de uma companhia telefônica até residências e pequenas empresas. Com frequência, o circuito terminal também é chamado ‘o último quilômetro’, embora o comprimento real possa chegar a vários quilômetros. Ele utiliza sinalização analógica há mais de cem anos e é provável que continue a utilizá-la por mais alguns anos, em virtude do custo elevado da conversão para sinalização digital.

Muito esforço tem sido dedicado para espremer a rede de dados pelos circuitos terminais de cobre que já estão instalados. Os modems de telefone enviam dados digitais entre computadores pelo canal estreito que a rede telefônica oferece para uma chamada de voz. Eles já foram muito utilizados, mas foram substituídos em grande parte por tecnologias de banda larga, como ADSL, que reutilizam o circuito terminal para enviar dados digitais de um cliente para a estação final, onde são enviados para a Internet. Os modems e a ADSL precisam lidar com as limitações dos antigos circuitos terminais: largura de banda relativamente estreita, atenuação e distorção dos sinais, e susceptibilidade ao ruído elétrico, como linha cruzada.

Em alguns lugares, o circuito terminal foi modernizado instalando-se fibra óptica até a residência (ou muito próximo dela). A fibra é o caminho do futuro. Essas instalações admitem redes de computadores desde o início, com o circuito terminal tendo ampla largura de banda para os serviços de dados. O fator limitante é o que as pessoas pagarão, e não a física do circuito terminal.

Nesta seção, estudaremos o circuito terminal, tanto o antigo quanto o novo. Veremos os modems de telefone, ADSL e Fiber to the Home.

Modems de telefone

Para enviar bits pelo circuito terminal, ou qualquer outro canal físico pelo mesmo motivo, eles precisam ser convertidos para sinais analógicos que podem ser transmitidos pelo canal. Essa conversão é realizada usando os métodos para modulação digital que estudamos na seção anterior. Na outra ponta do canal, o sinal analógico é convertido de volta para bits.

Um dispositivo que converte entre um fluxo de bits digitais e um sinal analógico que representa os bits é chamado modem, que é uma abreviação de ‘modulador-de-modulador’. Os modems vêm em muitas variedades: modems de te-

lefone, DSL, a cabo, sem fio etc. O modem pode ser embutido no computador (o que agora é comum para modems de telefone) ou uma caixa separada (comum para modems DSL e a cabo). Logicamente, o modem é inserido entre o computador (digital) e o sistema telefônico (analógico), como vemos na Figura 2.28.

Os modems de telefone são usados para enviar bits entre dois computadores por uma linha telefônica com qualidade de voz, em lugar da conversação que normalmente preenche a linha. A dificuldade principal ao fazer isso é que uma linha de telefone para a voz humana é limitada a 3.100 Hz, suficiente para transportar uma conversa. Essa largura de banda é mais de quatro ordens de grandeza menor que a largura de banda usada para Ethernet ou rede

802.11 (WiFi). Não é surpresa que as taxas de dados dos modems de telefone também sejam quatro ordens de grandeza menores que as da Ethernet e da rede 802.11.

Vamos analisar os números para ver por que isso acontece. O teorema de Nyquist nos diz que, mesmo com uma linha perfeita de 3.000 Hz (que uma linha telefônica decididamente não é), não há sentido em enviar símbolos em uma taxa mais rápida que 6.000 bauds. Na prática, a maioria dos modems envia a uma taxa de 2.400 símbolos/s, ou 2.400 bauds, e detecta e captura vários bits por símbolo, enquanto permite o tráfego nas duas direções ao mesmo tempo (usando diferentes frequências para diferentes direções).

O humilde modem de 2.400 bps usa 0 volt para um valor lógico 0 e 1 volt para um valor 1, com 1 bit por símbolo. No próximo passo, ele pode usar quatro símbolos diferentes, como nas quatro fases do QPSK, de modo que, com 2 bits/símbolo, ele pode alcançar uma taxa de dados de 4.800 bps.

Uma longa progressão de taxas mais altas tem sido alcançada enquanto a tecnologia melhora. Taxas mais altas exigem um conjunto maior de símbolos, ou diagrama de constelação. Com muitos símbolos, até mesmo uma pequena quantidade de ruído na amplitude ou fase detectada pode resultar em um erro. Para reduzir a chance de erros, os padrões para modems de velocidade mais alta utilizam alguns dos símbolos para correção de erros. Os esquemas são conhecidos como modulação

codificada por treliças, ou TCM (Trellis Coded Modulation) (Ungerboeck, 1987).

O modem V.32utiliza 32 pontos do diagrama de constelação para transmitir 4 bits de dados e 1 bit de paridade por símbolo a 2.400 bauds, a fim de alcançar 9.600 bps com correção de erros. O próximo passo acima de 9.600 bps é

14.400 bps. Ele é chamado V.32 bis, e transmite 6 bits de dados e 1 bit de paridade por amostra a 2.400 bauds. O modem de telefone que segue o V.32 bis é o V.34, que funciona em 28.800 bps a 2.400 bauds com 12 bits de dados/ símbolo. O último modem dessa série é o V.34 bis, que utiliza 14 bits de dados/símbolo a 2.400 bauds para atingir 33.600 bps.

Por que parar aqui? A razão pela qual os modems-

-padrão param em 33.600 é que o limite de Shannon para o sistema telefônico é de aproximadamente 35 kbps, com base no comprimento médio dos circuitos terminais e na qualidade dessas linhas. Uma transmissão mais rápida que isso violaria as leis da física (departamento da termodinâmica).

Contudo, existe um meio de mudar a situação. Na estação final da companhia telefônica, os dados são convertidos para a forma digital para transmissão dentro da rede telefônica (o núcleo da rede telefônica convertia de analógico para digital há muito tempo). O limite de 35 kbps é para a situação em que existem dois circuitos terminais, um em cada ponta. Cada um deles acrescenta ruído ao sinal. Se pudéssemos nos livrar de um desses circuitos terminais, aumentaríamos a SNR e a taxa máxima seria dobrada.

É com essa técnica que os modems de 56 kbps funcionam. Uma extremidade, normalmente um ISP, recebe uma entrada digital de alta qualidade da estação final mais próxima. Desse modo, quando uma extremidade da conexão é um sinal de alta qualidade, como ocorre com a maioria dos ISPs atuais, a taxa máxima de dados pode chegar a 70 kbps. Entre dois usuários domésticos com modems e linhas analógicas, o máximo ainda é 33,6 kbps.

A razão para o uso de modems de 56 kbps (em vez de modems de 70 kbps) está relacionada ao teorema de Nyquist. Um canal telefônico é usado dentro do sistema telefônico como amostras digitais. Cada canal telefônico tem

Figura 2.28 | O uso de transmissão analógica e digital para uma chamada de computador para computador. A conversão é feita por modems e codecs.

cerca de 4.000 Hz de largura, incluindo as bandas de proteção. O número máximo de amostras independentes por segundo é, portanto, 8.000. O número de bits por amostra nos Estados Unidos é 8, um dos quais pode ser usado para fins de controle, permitindo 56.000 bits/s de dados do usuário. Na Europa, todos os 8 bits estão disponíveis para os usuários, e assim poderiam ser usados modems de 64.000 bits/s; porém, para chegar a um acordo internacional sobre um padrão, o valor de 56.000 foi escolhido.

O resultado final são os modems-padrão V.90 e V.92. Eles são capazes de transmitir 56 kbps no canal downstream (ISP ao usuário) e 33,6 kbps e 48 kbps no canal upstream (usuário para ISP), respectivamente. A assimetria ocorre porque normalmente existem mais dados transportados do ISP para o usuário do que o contrário. Isso também significa que uma parte maior da largura de banda limitada pode ser alocada ao canal downstream, para aumentar as chances de que ele realmente funcione a 56 kbps.

Linhas digitais do assinante

Quando a indústria de telefonia finalmente conseguiu alcançar 56 kbps, ela se congratulou pelo serviço benfeito. Enquanto isso, a indústria de TV a cabo estava oferecendo velocidades de até 10 Mbps sobre cabos compartilhados. À medida que o acesso à Internet se tornou uma parte cada vez mais importante de seus negócios, as companhias telefônicas (LECs) começaram a perceber que precisavam de um produto mais competitivo. Sua resposta foi começar a oferecer novos serviços digitais ao circuito terminal do assinante.

Inicialmente, havia muitas ofertas sobrepostas, todas sob o nome genérico de linha digital do assinante, ou xDSL (Digital Subscriber Line), para diversos x. Os serviços com mais largura de banda do que o serviço telefônico padrão às vezes são chamados de banda larga (broadband), embora o termo seja mais um conceito de marketing do que um conceito técnico específico. Mais adiante, vamos nos concentrar principalmente naquele que provavelmente se tornou o mais popular desses serviços, a ADSL (Asymmetric DSL). Também usaremos o termo DSL ou xDSL como uma abreviação geral.

A razão para os modems serem tão lentos é que os telefones foram inventados para transportar a voz humana, e o sistema inteiro foi cuidadosamente otimizado para esse propósito. Os dados sempre estiveram em segundo plano. No ponto em que cada circuito terminal chega à estação final, o fio passa por um filtro que atenua todas as frequências abaixo de 300 Hz e acima de 3.400 Hz. O corte não é nítido — 300 Hz e 3.400 Hz são os pontos de 3 dB — assim, a largura de banda normalmente é mencionada como 4.000 Hz, embora a distância entre os pontos de 3 dB seja de 3.100 Hz. Portanto, os dados também estão restritos a essa banda estreita.

O artifício que faz o xDSL funcionar é o fato de que, quando um cliente se inscreve nele, a linha de entrada é conectada a um tipo diferente de switch, que não tem esse filtro, assim tornando disponível toda a capacidade do circuito terminal. Então, o fator limitador passa a ser a constituição física do circuito terminal, não a largura de banda artificial de 3.100 Hz criada pelo filtro.

Infelizmente, a capacidade do circuito terminal cai rapidamente com a distância da estação final, pois o sinal é degradado cada vez mais ao longo do fio. Ela também depende da espessura e da qualidade geral do par trançado. A Figura 2.29 mostra um esboço da largura de banda potencial como uma função da distância. Essa figura pressupõe que todos os outros fatores estão otimizados (novos fios, pacotes de serviços etc.).

A implicação dessa figura cria um problema para a companhia telefônica. Quando escolhe uma velocidade para oferecer, ela está ao mesmo tempo escolhendo um raio a partir de suas estações finais, além do qual o serviço não poderá ser oferecido. Isso significa que, quando clientes distantes tentarem assinar o serviço, eles receberão a seguinte mensagem: ‘Muito obrigado por seu interesse, mas você está cem metros além da distância máxima da central mais próxima que poderia lhe oferecer o serviço.

Figura 2.29 | Variação da largura de banda versus a distância sobre o UTP da categoria 3 para DSL.

Você não gostaria de se mudar?’ Quanto mais baixa a velocidade escolhida, maior o raio e maior o número de clientes cobertos. Porém, quanto mais baixa a velocidade, menos atraente será o serviço e menor o número de pessoas que estarão dispostas a pagar por ele. É aqui que os negócios encontram a tecnologia.

Todos os serviços xDSL foram criados visando a certos objetivos. Primeiro, os serviços devem funcionar nos circuitos terminais de pares trançados da Categoria 3 existente. Segundo, eles não devem afetar os telefones e os aparelhos de fax atuais dos clientes. Terceiro, eles devem ser muito mais rápidos que 56 kbps. Quarto, eles devem estar sempre ativos, apenas com uma tarifa mensal e nenhuma tarifa por minuto.

Para cumprir os objetivos técnicos, o espectro de 1,1 MHz disponível no circuito terminal é dividido em 256 canais independentes de 4.312,5 Hz cada. Esse arranjo pode ser visto na Figura 2.30. O esquema OFDM, que vimos na seção anterior, é usado para enviar dados por esses canais, embora normalmente seja chamado DMT (Discrete MultiTone) no contexto da ADSL. O canal 0 é usado para o POTS (Plain Old Telephone Service). Os canais de 1 a 5 não são usados, a fim de impedir que o sinal de voz e os sinais de dados interfiram uns com os outros. Dos 250 canais restantes, um é utilizado para o controle upstream e outro é empregado para o controle downstream. Os outros canais estão disponíveis para dados do usuário.

Em princípio, cada um dos canais restantes pode ser usado em um fluxo de dados full-duplex; porém, harmônicos, linhas cruzadas e outros efeitos mantêm a utilização de sistemas práticos bem abaixo do limite teórico. Cabe ao provedor definir quantos canais serão usados para upstream e quantos para downstream. Uma mistura de 50 por cento para cada um é tecnicamente possível, mas a maioria dos provedores aloca algo como 80 por cento a 90 por cento da largura de banda ao canal downstream, pois a maioria dos usuários faz mais download do que upload de dados. Essa escolha deu origem à letra ‘A’ no acrônimo ADSL (assimétrica). Uma divisão comum reserva 32 canais para upstream e os restantes para downstream. Também é possível tornar bidirecionais alguns dos canais upstream mais altos para aumentar a largura de banda, embora essa otimização exija o uso de um circuito especial para cancelamento de ecos.

O padrão ADSL internacional, conhecido como G.dmt, foi aprovado em 1999. Ele permite velocidades de até 8 Mbps downstream e 1 Mbps upstream. Ele foi substituído por uma segunda geração em 2002, chamada ADSL2, com diversas melhorias para permitir velocidades de até 12 Mbps downstream e 1 Mbps upstream. Agora, temos a ADSL2+, que dobra a velocidade downstream para 24 Mbps ao dobrar a largura de banda para usar 2,2 MHz pelo par trançado.

Porém, os números indicados aqui são velocidades otimistas para linhas boas e próximas (dentro de 1 a 2 km) da estação. Poucas linhas admitem essas velocidades, e poucos provedores as oferecem. Normalmente, os provedores oferecem algo como 1 Mbps downstream e 256 kbps upstream (serviço padrão), 4 Mbps downstream e 1 Mbps upstream (serviço melhorado) e 8 Mbps downstream e 2 Mbps upstream (serviço premium).

Dentro de cada canal, a modulação QAM é usada a uma taxa de aproximadamente 4.000 símbolos/s. A qualidade da linha em cada canal é monitorada constantemente, e a taxa de dados é ajustada usando um diagrama de constelação maior ou menor, como os da Figura 2.19. Diferentes canais podem ter diferentes taxas de dados, com até 15 bits por símbolo enviado em um canal com uma SNR alta, e descendo até 2, 1 ou nenhum bit por símbolo enviado em um canal com uma SNR baixa, dependendo do padrão.

A Figura 2.31 mostra uma organização ADSL típica. Nesse esquema, um técnico da companhia telefônica deve instalar um dispositivo de interface de rede, ou NID (Network Interface Device) no local do cliente. Essa pequena caixa plástica marca o fim da propriedade da companhia telefônica e o início da propriedade do cliente. Próximo ao NID (ou às vezes combinado a ele) há um divisor, um filtro analógico que separa a banda de 0 a 4.000 Hz utilizada pelo POTS dos dados. O sinal do POTS é roteado até o telefone ou o equipamento de fax existente, e o sinal de dados é roteado até um modem ADSL, que usa o processamento do sinal digital para implementar OFDM. Como a maioria dos modems ADSL atuais é externa, o computador deve estar conectado ao modem em alta velocidade. Normalmente, isso é feito usando Ethernet, um cabo USB ou rede 802.11.

Figura 2.30 | Operação ADSL usando modelagem discreta por multitom.

Na outra extremidade do fio, no lado da estação final, está instalado um divisor correspondente. Aqui, a porção de voz do sinal é filtrada e enviada ao switch de voz normal. O sinal acima de 26 kHz é roteado para um novo tipo de dispositivo, chamado multiplexador de acesso à linha digital do assinante, ou DSLAM (Digital Subscriber Line Access Multiplexer), que contém a mesma espécie de processador de sinal digital que o modem ADSL. Uma vez que o sinal digital é recuperado em um fluxo de bits, são formados pacotes que são enviados ao ISP.

Essa separação completa entre o sistema de voz e a ADSL torna relativamente fácil para uma companhia telefônica distribuir esse serviço. Basta adquirir um DSLAM e um divisor, e conectar os assinantes do ADSL ao divisor. Outros serviços de alta largura de banda (por exemplo, ISDN) exigem mudanças muito maiores no equipamento de comutação existente.

Uma desvantagem do projeto da Figura 2.31 é a necessidade do NID e do divisor no local do cliente. A instalação desses itens só pode ser feita por um técnico da companhia telefônica, necessitando de um dispendioso serviço de assistência (isto é, enviar um técnico até o local do cliente). Portanto, também teve de ser padronizado um projeto alternativo sem divisores, informalmente chamado G.lite. Ele é idêntico ao da Figura 2.31, mas sem o divisor. A linha telefônica existente é usada como está. A única diferença é a inserção de um microfiltro em cada tomada de telefone, entre o aparelho de telefone ou modem ADSL e o fio. O microfiltro para o telefone é um filtro passa-baixa, que elimina frequências acima de 3.400 Hz; o microfiltro para o modem ADSL é um filtro passa-alta, que elimina frequências abaixo de 26 kHz. Porém, esse sistema não é tão confiável quanto um divisor, e assim o G.lite só pode ser usado até 1,5 Mbps (contra 8 Mbps para a ADSL com um divisor).

Para obter mais informações sobre ADSL, consulte Starr (2003).

Fiber To The Home

Os circuitos terminais de cobre instalados limitam o desempenho da ADSL e dos modems de telefone. Para que eles ofereçam serviços mais rápidos e melhores, as companhias telefônicas estão atualizando os circuitos terminais a cada oportunidade, instalando fibra óptica até casas e escritórios. O resultado é chamado FTTH (Fiber To The Home). Embora a tecnologia FTTH tenha estado disponível já um bom tempo, as instalações só começaram a ser feitas em massa em 2005, com o crescimento da demanda por Internet de alta velocidade dos clientes acostumados com DSL e cabo que queriam baixar filmes. Por volta de 4 por cento das casas nos Estados Unidos agora estão conectadas à FTTH com velocidades de acesso à Internet de até 100 Mbps.

Existem diversas variações na forma ‘FTTX’ (onde X significa porão, calçada ou vizinhança). Elas são usadas para indicar que a implantação da fibra pode chegar perto da casa. Nesse caso, o cobre (par trançado ou cabo coaxial) oferece velocidades rápidas o suficiente pela última distância curta. A escolha da extensão em que a fibra é disposta é uma questão econômica, balanceando custo com receita esperada. De qualquer forma, o importante é que a fibra óptica atravessou a barreira tradicional do ‘último quilômetro’. Focalizaremos o FTTH em nossa discussão.

Assim como os fios de cobre antes dele, o circuito terminal de fibra é passivo. Isso significa que nenhum equipamento energizado é necessário para amplificar ou processar os sinais de alguma outra forma. A fibra simplesmente transporta sinais entre a casa e a estação final. Isso, por sua vez, reduz o custo e melhora a confiabilidade.

Figura 2.31 | Uma configuração típica de equipamento ADSL.

Normalmente, as fibras das casas são reunidas de modo que apenas uma fibra alcance a estação final por grupo de até cem casas. Na direção downstream, os divisores ópticos dividem o sinal da estação final, de modo que alcance todas as casas. A criptografia é necessária por segurança se apenas uma casa puder ser capaz de decodificar o sinal. Na direção upstream, colimadores ópticos mesclam os sinais das casas para um único sinal, que é recebido na estação final.

Essa arquitetura é chamada rede óptica passiva, ou PON (Passive Optical Network), mostrada na Figura 2.32. É comum usar um comprimento de onda compartilhado entre todas as casas para a transmissão downstream, e outro comprimento de onda para a transmissão upstream.

Mesmo com a divisão, uma enorme largura de banda e a baixa atenuação da fibra significam que as PONs podem oferecer altas velocidades aos usuários por distâncias de até 20 km. As taxas de dados reais e outros detalhes dependem do tipo de PON. Dois tipos são comuns. Como as GPONs (Gigabit-capable PONs) vêm do mundo das telecomunicações, elas são definidas por um padrão ITU. As EPONs (Ethernet PONs) estão mais ligadas ao mundo das redes, de modo que são definidas por um padrão IEEE. Ambas trabalham em torno de um gigabit e podem transportar tráfego para diferentes serviços, incluindo Internet, vídeo e voz. Por exemplo, as GPONs oferecem 2,4 Gbps downstream e 1,2 ou 2,4 Gbps upstream.

Para compartilhar a capacidade de uma única fibra na estação final entre diferentes casas, é preciso que haja algum protocolo. A direção downstream é fácil. A estação final pode enviar mensagens a cada casa diferente na ordem que desejar. Na direção upstream, porém, as mensagens de diferentes casas não podem ser enviadas ao mesmo tempo, ou diferentes sinais colidiriam. As casas também não podem escutar as transmissões umas das outras, de modo que não podem escutar antes de transmitir. A solução é que o equipamento nas casas solicite e receba fatias de tempo para utilizar o equipamento na estação final. Para que isso funcione, existe um processo de localização para ajustar os tempos de transmissão a partir das casas, de modo que todos os sinais recebidos na estação final sejam sincronizados. O projeto é semelhante aos modems a cabo, que explicaremos mais adiante neste capítulo. Para obter mais informações sobre o futuro das PONs, veja Grobe e Elbers (2008).

2.6.4 TRONCOS E MULTIPLEXAÇÃO

Na rede telefônica, os troncos não são apenas muito mais rápidos do que os circuitos terminais; eles são diferentes em dois outros aspectos. O núcleo da rede telefônica transporta informações digitais, não informações analógicas, ou seja, bits e não voz. Isso necessita de uma conversão na estação final para a forma digital, para a transmissão por troncos de longa distância. Os troncos transportam milhares, ou mesmo milhões, de chamadas simultaneamente. Esse compartilhamento é importante para conseguir economias de escala, pois custa basicamente a mesma coisa instalar e manter um tronco de alta largura de banda e um de baixa largura de banda entre duas estações de comutação. Isso é realizado com as versões de multiplexação TDM e FDM.

A seguir, examinaremos rapidamente como os sinais de voz são digitalizados de modo que possam ser transportados pela rede telefônica. Depois disso, veremos como o TDM é usado para transportar bits nos troncos, incluindo o sistema TDM usado para fibra óptica (SONET). Depois, passaremos para WDM conforme se aplica à fibra óptica, que é chamada multiplexação por divisão de comprimento de onda.

Sinais de voz digitalizada

Desde cedo no desenvolvimento da rede telefônica, o núcleo lidava com chamadas de voz como informação analógica. As técnicas de FDM foram usadas por muitos anos para multiplexar canais de voz de 4.000 Hz (compostos de

3.100 Hz mais bandas de proteção) em unidades cada vez maiores. Por exemplo, 12 chamadas na banda de 60 a 108 kHz são conhecidas como um grupo, cinco grupos (um total de 60 chamadas) são conhecidos como um supergrupo e assim por diante. Esses métodos de FDM ainda são usados em alguns canais de fio de cobre e micro-ondas. Contudo, a FDM requer circuitos analógicos e isso não é adequado para um computador digital. Ao contrário, a TDM pode ser tratada inteiramente pela eletrônica digital, de modo que se tornou muito mais usada nos últimos anos.

Figura 2.32 | Rede óptica passiva para Fiber To The Home.

Como a TDM só pode ser usada para dados digitais e os circuitos terminais produzem sinais analógicos, é preciso que haja uma conversão de analógico para digital na estação final, onde todos os circuitos terminais individuais se juntam para serem combinados nos troncos de saída.

Os sinais analógicos são digitalizados na estação final por um dispositivo chamado codec (abreviação de ‘codificador-decodificador’). O codec cria 8.000 amostras por segundo (125 ms/amostra), pois o teorema de Nyquist diz que isso é suficiente para captar todas as informações de largura de banda do canal telefônico de 4 kHz. A uma taxa de amostragem mais baixa, as informações se perderiam; a uma taxa mais alta, nenhuma informação extra seria obtida. Cada amostra da amplitude do sinal é quantizada para um número de 8 bits.

Essa técnica é chamada modulação por código de pulso, ou PCM (Pulse Code Modulation). Ela forma o núcleo do sistema telefônico moderno. Como consequência, praticamente todos os intervalos de tempo no sistema telefônico são múltiplos de 125 ms. A taxa de dados não compactada padrão para uma chamada telefônica com qualidade de voz é, portanto, de 8 bits a cada 125 ms, ou 64 kbps.

Na outra extremidade da chamada, um sinal analógico é recriado a partir das amostras quantizadas representando-as (e suavizando-as) com o tempo. Esse não será exatamente o mesmo que o sinal analógico original, embora tenhamos feito a amostragem na taxa Nyquist, pois as amostras foram quantizadas. Para reduzir o erro em virtude da quantização, os níveis desta são espaçados de forma desigual. Uma escala logarítmica é usada, gerando relativamente mais bits para menores amplitudes de sinal e relativamente menos bits para grandes amplitudes de sinal. Desse modo, o erro é proporcional à amplitude do sinal.

Duas versões de quantização são bastante utilizadas: m-law, usada na América do Norte e no Japão, e A-law, usada na Europa e no restante do mundo. As duas versões

são especificadas no padrão ITU G.711. Um modo equivalente de pensar nesse processo é imaginar que a faixa dinâmica do sinal (ou o rádio entre os maiores e menores valores possíveis) é compactada antes de ser quantizada (uniformemente), e então expandida quando o sinal analógico é recriado. Por esse motivo, ela é chamada compactação/expansão, ou companding. Também é possível compactar as amostras depois que elas são digitalizadas, de modo que exigem muito menos do que 64 kbps. Contudo, deixaremos esse assunto para quando explorarmos aplicações de áudio como VoIP.

Multiplexação por divisão de tempo

A TDM baseada na PCM é usada para transportar várias chamadas de voz por troncos, enviando uma amos tra de cada chamada a cada 125 ms. Quando a transmissão digital começou a surgir como uma tecnologia viável, a ITU (também chamada CCITT) foi incapaz de chegar a um acordo sobre um padrão internacional para a PCM. Consequentemente, diversos esquemas incompatíveis agora estão em uso em diferentes países.

O método usado na América do Norte e no Japão é a portadora T1, representada na Figura 2.33. (Tecnicamente falando, o formato é chamado DS1 e a portadora é chamada T1, mas, seguindo a tradição da indústria, aqui não faremos essa distinção sutil.) A portadora T1 consiste em 24 canais de voz multiplexados. Por sua vez, cada um dos 24 canais consegue inserir 8 bits no fluxo de saída.

Um quadro consiste em 24 · 8 = 192 bits, mais um bit extra para fins de controle, produzindo 193 bits a cada 125 ms. Isso resulta em uma taxa de dados bruta de 1,544 Mbps, dos quais 8 kbps são para sinalização. O 193^o bit é usado para sincronização e sinalização de quadros. Em uma variação, o 193^o bit é usado por um grupo de 24 quadros, chamado superquadro estendido. Seis dos bits, na 4^a, 8^a, 12^a, 16^a, 20^a e 24^a posições, utilizam o padrão 001011... Normalmente, o receptor continua a conferir esse bit para

Figura 2.33 | A portadora T1 (1,544 Mbps).

garantir que não perdeu a sincronização. Seis outros bits são usados para enviar um código de verificação de erro, para ajudar o receptor a confirmar se está sincronizado. Se sair de sincronismo, o receptor poderá procurar por esse padrão e validar o código de verificação de erro para se ressincronizar. Os 12 bits restantes são usados para informação de controle, para operar e manter a rede, como o relatório de desempenho da extremidade remota.

O formato T1 tem diversas variações. As versões mais antigas enviavam informações de sinalização na própria banda, significando o uso do mesmo canal, usando alguns bits de dados. Esse projeto é uma forma de sinalização associada ao canal, pois cada canal tem seu próprio subcanal de sinalização privado. Em um arranjo de bits, o bit menos significativo de uma amostra de 8 em cada canal é usado a cada seis quadros. Este recebe o nome sugestivo de bit de sinalização roubado. A ideia é que alguns bits roubados não influenciarão nas chamadas de voz. Ninguém notará nenhuma diferença audível.

Contudo, para dados, a história é outra. Entregar os bits errados é, no mínimo, inútil. Se versões mais antigas da T1 forem usadas para transportar dados, somente 7 de 8 bits, ou 56 kbps, podem ser usados em cada um dos 24 canais. Em vez disso, versões mais novas da T1 oferecem canais limpos, em que todos os bits podem ser usados para enviar dados. Canais limpos são o que as empresas que alugam uma linha T1 desejam quando enviam dados pela rede telefônica no lugar das amostras de voz. A sinalização para quaisquer chamadas de voz é, então, tratada fora da banda, significando um canal próprio separado dos dados. Normalmente, a sinalização é feita com sinalização de canal comum, no qual existe um canal de sinalização compartilhado. Um dos 24 canais pode ser usado para essa finalidade.

Fora da América do Norte e do Japão, a portadora E1 de 2,048 Mbps é usada no lugar da T1. Essa portadora tem 32 amostras de dados de 8 bits compactadas no quadro básico de 125 ms. Trinta dos canais são usados para informações e até dois são usados para sinalização. Cada grupo de quatro quadros oferece 64 bits de sinalização, metade deles usada para sinalização (associada ao canal ou ao canal comum) e metade usada para sincronização de quadros ou reservada para cada país usar como preferir.

A multiplexação por divisão de tempo permite que várias portadoras T1 sejam multiplexadas em portadoras de ordem mais alta. A Figura 2.34 mostra como isso pode ser feito. À esquerda, vemos quatro canais T1 sendo multiplexados em um canal T2. A multiplexação em T2 e acima é feita bit a bit, e não byte a byte, com os 24 canais de voz que compõem um quadro T1. Quatro fluxos T1 a uma velocidade de 1,544 Mbps deveriam gerar 6,176 Mbps, mas T2 na verdade tem 6,312 Mbps. Os bits extras são usados para enquadramento e recuperação, no caso de a portadora apresentar alguma falha. T1 e T3 são extensamente utilizados pelos clientes, enquanto T2 e T4 são usados apenas dentro do sistema de telefonia propriamente dito e, portanto, não são bem conhecidos.

No nível seguinte, sete fluxos T2 são combinados bit a bit para formar um fluxo T3. Depois, seis fluxos T3 são unidos para formar um fluxo T4. Em cada etapa, um pequeno volume de overhead é adicionado para fins de enquadramento e recuperação, no caso de a sincronização entre transmissor e receptor ser perdida.

Da mesma forma que existe pouco consenso quanto à portadora básica entre os Estados Unidos e o restante do mundo, há igualmente pouco consenso sobre como ela será multiplexada em portadoras de largura de banda mais alta. O esquema americano de avançar por 4, 7 e 6 não foi adotado por mais ninguém; assim, o padrão ITU requer multiplexação de quatro fluxos em um fluxo a cada nível. Além disso, o enquadramento e a recuperação de dados são diferentes entre os padrões dos Estados Unidos e da ITU. A hierarquia ITU para 32, 128, 512, 2.048 e 8.192 canais funciona em velocidades de 2,048, 8,848, 34,304, 139,264 e 565,148 Mbps.

SONET/SDH

Nos primórdios da fibra óptica, cada companhia telefônica tinha seu próprio sistema óptico TDM patenteado. Depois que a AT&T foi desmembrada, em 1984, as companhias telefônicas locais tiveram de se conectar a diversas concessionárias de comunicações de longa distância, todas com diferentes sistemas ópticos TDM, o que tornou óbvia a necessidade de padronização. Em 1985, a Bellcore, a unidade de pesquisa do RBOC, começou a trabalhar em um

Figura 2.34 | Multiplexação de fluxos T1 em portadoras de velocidade mais alta.

padrão, denominado rede óptica síncrona, ou SONET (Synchronous Optical NETwork).

Mais tarde, a ITU também começou a participar desse trabalho, o que resultou em um padrão SONET e em um conjunto de recomendações paralelas da ITU (G.707, G.708 e G.709) em 1989. As recomendações da ITU são chamadas hierarquia digital síncrona, ou SDH (Synchronous Digital Hierarchy), mas diferem da SONET apenas em pequenos detalhes. Praticamente todo o tráfego telefônico de longa distância nos Estados Unidos e grande parte dele em outros lugares atualmente utiliza troncos que executam a SONET na camada física. Para obter informações adicionais sobre a SONET, consulte Bellamy (2000), Goralski (2002) e Shepard (2001).

O projeto SONET tem quatro objetivos principais. Acima de tudo, a SONET tinha de tornar possível a rede interligada para diferentes concessionárias. A concretização desse objetivo exigia a definição de um padrão de sinalização comum, relacionado a comprimento de onda, sincronização, estrutura de enquadramento e outras questões. Em segundo lugar, foram necessários alguns meios para unificar os sistemas digitais de Estados Unidos, Europa e Japão, todos baseados em canais PCM de 64 kbps, mas todos combinados de formas diferentes (e incompatíveis).

Em terceiro lugar, a SONET teve de proporcionar um modo de multiplexar vários canais digitais. No momento em que a SONET surgiu, a portadora digital de velocidade mais alta usada em todo o território dos Estados Unidos era a T3, a 44,736 Mbps. A T4 já havia sido definida, mas não era muito usada, e nada que ultrapassasse a velocidade da T4 havia sido definido. Parte da missão da SONET era dar continuidade à hierarquia até gigabits/s e proporcionar velocidades ainda maiores. Também era necessária uma forma padrão de multiplexar canais mais lentos em um canal SONET.

Em quarto lugar, a SONET tinha de oferecer recursos de operação, administração e manutenção (OAM) necessários para gerenciar a rede. Os sistemas anteriores não faziam isso muito bem.

Uma decisão inicial foi tornar a SONET um sistema TDM tradicional, com toda a largura de banda da fibra dedicada a um único canal contendo slots de tempo para os diversos subcanais. Portanto, a SONET é um sistema síncrono. Cada transmissor e receptor é ligado a um clock comum. O relógio mestre, que controla o sistema, tem uma precisão de aproximadamente uma parte em 10⁹. Os bits em uma linha SONET são transmitidos a intervalos extremamente precisos, controlados pelo clock mestre.

O quadro básico da SONET é um bloco de 810 bytes, transmitido a cada 125 ms. Tendo em vista que a SONET é síncrona, os quadros são emitidos independentemente de haver ou não dados úteis a enviar. A taxa de 8.000 quadros/s corresponde exatamente à taxa de amostragem dos canais PCM utilizados em todos os sistemas de telefonia digital.

Os quadros de 810 bytes da SONET são mais bem descritos como um retângulo de bytes, com 90 colunas de largura por 9 linhas de altura. Desse modo, 8 × 810 = 6.480 bits são transmitidos 8 mil vezes por segundo, o que resulta em uma taxa de dados bruta de 51,84 Mbps. Esse é o canal básico da SONET, chamado STS-1 (Synchronous Transport Signal-1). Todos os troncos SONET são múltiplos do STS-1.

As três primeiras colunas de cada quadro são reservadas para as informações de gerenciamento do sistema, conforme ilustra a Figura 2.35. As três primeiras linhas contêm o overhead de seção; as seis linhas seguintes contêm o overhead de linha. O overhead de seção é gerado e verificado no início e no fim de cada seção, enquanto o overhead de linha é gerado e verificado no início e no fim de cada linha.

Um transmissor SONET transmite quadros de 810 bytes em sequência, sem intervalos entre eles, mesmo quando 3 colunas para overhead

Figura 2.35 | Dois quadros duplos na rede SONET.

não existem dados (e, nesse caso, ele transmite dados fictícios). Do ponto de vista do receptor, tudo o que ele vê é um fluxo de bits contínuo; assim, como saber onde começa cada quadro? A resposta é que os dois primeiros bytes de cada quadro contêm um padrão fixo que o receptor procura. Se encontra esse padrão no mesmo lugar em um número grande de quadros consecutivos, o receptor pressupõe que está sincronizado com o transmissor. Em teoria, um usuário poderia inserir esse padrão como carga útil de uma maneira simples; porém, na prática, isso não pode ser feito em virtude da multiplexação usada por diversos usuários no mesmo quadro, além de outras razões.

As 87 colunas restantes de cada quadro contêm 87 × 9 × 8 × 8.000 = 50,112 Mbps de dados do usuário. A SONET é simplesmente um contêiner conveniente para transportar bits. O envelope síncrono de carga útil, ou SPE (Synchronous Payload Envelope), que transporta os dados do usuário, nem sempre começa na linha 1, coluna 4. O SPE pode começar em qualquer lugar do quadro. Um ponteiro para o primeiro byte está contido na primeira fileira do overhead de linha. A primeira coluna do SPE é o overhead de caminho (ou seja, o cabeçalho do protocolo da subcamada de caminho ponta a ponta).

A capacidade de permitir que o SPE comece em qualquer lugar dentro do quadro SONET e até mesmo se espalhe por dois quadros, como mostra a Figura 2.35, oferece flexibilidade adicional ao sistema. Por exemplo, se uma carga útil chega na origem enquanto um quadro SONET fictício está sendo construído, ele pode ser inserido no quadro atual em vez de ser mantido até o início do próximo.

A hierarquia de multiplexação da SONET/SDH é mostrada na Tabela 2.5. Foram definidas taxas de STS-1 a STS768, variando de aproximadamente uma linha T3 até 40 Gbps. Até mesmo taxas maiores certamente serão definidas com o tempo, com OC-3072 a 160 Gbps sendo o próximo na fila, se e quando isso se tornar tecnologicamente viável. A portadora óptica que corresponde a STS-n é chamada OC-n, porém sua configuração bit a bit é a mesma, exceto por uma certa reordenação de bits, necessária para sincronização. Os nomes SDH são diferentes, começando em OC-3 porque os sistemas baseados na ITU não possuem uma taxa próxima a 51,84 Mbps. Mostramos as taxas comuns, que desenvolvem-se a partir de OC-3 em múltiplos de quatro. A taxa de dados bruta inclui todo o overhead. A taxa de dados SPE exclui o overhead de linha e o de seção. A taxa de dados do usuário exclui todo o overhead e só considera as 87 colunas de carga útil.

Por outro lado, quando uma portadora como a OC-3 não é multiplexada, mas transporta os dados de uma única origem, a letra c (significando concatenado) é acrescentada à designação; sendo assim, OC-3 indica uma portadora de 155,52 Mbps composta por três portadoras OC-1 distintas, mas OC-3c indica um fluxo de dados de uma única origem a uma velocidade de 155,52 Mbps. Os três fluxos OC-1 contidos em um fluxo OC-3c são entrelaçados por coluna: primeiro, a coluna 1 do fluxo 1, depois a coluna 1 do fluxo 2, a coluna 1 do fluxo 3, seguida pela coluna 2 do fluxo 1 e assim por diante, resultando em um quadro com 270 colunas de largura e 9 linhas de profundidade.

Multiplexação por divisão de comprimento de onda

Outra forma de multiplexação é usada tanto quanto a TDM para aproveitar a enorme largura de banda dos canais de fibra óptica. Trata-se da multiplexação por divisão de comprimento de onda, ou WDM (Wavelength Division Multiplexing). O princípio básico da WDM em fibras está representado na Figura 2.36. Aqui, quatro fibras chegam juntas a um colimador óptico, cada uma com sua energia presente em um comprimento de onda distinto. Os quatro feixes são combinados em uma única fibra compartilhada para transmissão a um destino remoto. Na extremidade remota, o feixe é dividido no mesmo número de fibras que havia no lado da entrada. Cada fibra de saída contém um núcleo curto, especialmente construído, que filtra todos os comprimentos de onda, com exceção de um. Os sinais resultantes podem ser roteados até seu destino ou recombinados de diferentes maneiras para transporte ou multiplexação adicional.

Realmente não há nada de novo aqui. Trata-se apenas da multiplexação por divisão da frequência em fre-

SONET		SDH	Taxa de dados (Mbps)
Elétrico	Óptico	Óptico	Bruto	SPE	Usuário
STS-1	OC-1		51,84	50,112	49,536
STS-3	OC-3	STM-1	155,52	150,336	148,608
STS-12	OC-12	STM-4	622,08	601,344	594,432
STS-48	OC-48	STM-16	2.488,32	2.405,376	2.377,728
STS-192	OC-192	STM-64	9.953,28	9.621,504	9.510,912
STS-768	OC-768	STM-256	39.813,12	38.486,016	38.043,648

Tabela 2.5 | Taxas de multiplexação da SONET e da SDH.

quências muito altas, com o termo WDM devendo-se à descrição dos canais de fibra óptica em função de seu comprimento de onda característico em vez da frequência propriamente. Desde que cada canal tenha sua própria faixa de frequências (isto é, de comprimentos de onda) e todas as faixas sejam disjuntas, elas poderão ser multiplexadas na fibra de longa distância. A única diferença em relação à FDM elétrica é que um sistema óptico que utilize uma rede de difração será completamente passivo e, portanto, altamente confiável.

A razão para o WDM ser popular é o fato de a energia em uma única fibra normalmente ter apenas alguns gigahertz de largura porque, no momento, é impossível realizar a conversão entre sinais elétricos e ópticos com rapidez maior que essa. Utilizando-se muitos canais em paralelo com diferentes comprimentos de onda, a largura de banda agregada aumenta de forma linear com o número de canais. Como a largura de banda de uma única banda de fibra é de aproximadamente 25.000 GHz (veja a Figura 2.6), teoricamente existe espaço para 2.500 canais de 10 Gbps, mesmo a 1 bit/Hz (e também são possíveis taxas mais altas).

A tecnologia WDM tem progredido a uma taxa que faria a tecnologia computacional se envergonhar. O WDM foi criado por volta de 1990. Os primeiros sistemas comerciais tinham oito canais de 2,5 Gbps por canal. Em 1998, sistemas com 40 canais de 2,5 Gbps estavam no mercado. Em 2006, já eram utilizados produtos com 192 canais de 10 Gbps e 64 canais de 40 Gbps, capazes de mover até 2,56 Tbps. Essa largura de banda é suficiente para transmitir 80 filmes de DVD completos por segundo. Os canais também estão bastante compactados na fibra, com 200, 100 ou mesmo 50 GHz de separação. As demonstrações da tecnologia pelas empresas, após gabarem-se de seus feitos, têm mostrado dez vezes essa capacidade no laboratório, mas passar do laboratório para o campo normalmente leva pelo menos alguns anos. Quando o número de canais é muito grande e os comprimentos de onda são pouco espaçados, o sistema é chamado de DWDM (DenseWDM).

Um dos impulsionadores da tecnologia WDM é o desenvolvimento de amplificadores totalmente ópticos. Antes, a cada 100 km era necessário dividir todos os canais e converter cada um deles a um sinal elétrico para amplificação separada, antes de convertê-los novamente em sinais ópticos e combiná-los. Hoje, os amplificadores totalmente ópticos podem regenerar o sinal inteiro uma única vez a cada 1.000 km, sem a necessidade de várias conversões ópticas/elétricas.

No exemplo da Figura 2.36, temos um sistema de comprimento de onda fixo. Bits da fibra de entrada 1 vão para a fibra de saída 3, bits da fibra de entrada 2 vão para a fibra de saída 1 etc. Porém, também é possível criar sistemas WDM comutados no domínio óptico. Em dispositivos como esses, os filtros de saída são ajustáveis com o uso de interferômetros de Fabry-Perot ou de Mach-Zehnder. Esses dispositivos permitem que as frequências selecionadas sejam trocadas dinamicamente por um computador de controle. Essa capacidade oferece uma grande flexibilidade para a provisão de muitos caminhos de comprimento de onda diferentes através da rede telefônica a partir de um conjunto fixo de fibras. Para obter mais informações sobre redes ópticas e WDM, consulte Ramaswami et al. (2009).

2.6.5 COMUTAÇÃO

Do ponto de vista do engenheiro de telefonia, o sistema telefônico é dividido em duas partes principais: a planta externa (os circuitos terminais e troncos, pois eles estão localizados fisicamente fora das estações de comutação) e a planta interna (os switches, que estão dentro das estações

Figura 2.36 | Multiplexação por divisão de comprimento de onda.

de comutação). Acabamos de estudar a planta externa. Agora vamos examinar a planta interna.

Hoje em dia, duas técnicas de comutação diferentes são usadas pela rede: comutação de circuitos e comutação de pacotes. O sistema telefônico tradicional é baseado na comutação de circuitos, mas a comutação de pacotes está começando a ganhar terreno com o aumento da tecnologia VoIP. Veremos em detalhes a comutação de circuitos, comparando-a com a comutação de pacotes. Os dois tipos de comutação são tão importantes que voltaremos a eles quando entrarmos na camada de rede.

Comutação de circuitos

Conceitualmente, quando você ou seu computador efetuam uma chamada telefônica, o equipamento de comutação do sistema telefônico procura um caminho físico desde o seu telefone até o telefone do receptor. Essa técnica, chamada comutação de circuitos, é apresentada esquematicamente na Figura 2.37(a). Cada um dos seis retângulos representa uma estação de comutação da concessionária de comunicações (estação final, estação interurbana etc.). Nesse exemplo, cada estação tem três linhas de entrada e três linhas de saída. Quando uma chamada passa por uma estação de comutação, é (conceitualmente) estabelecida uma conexão física entre a linha que transportou a chamada e uma das linhas de saída, como mostram as linhas pontilhadas.

No início da telefonia, a conexão era feita pela telefonista que conectava um cabo de ligação em ponte (jumper) aos soquetes de entrada e saída. Na realidade, existe uma pequena história surpreendente associada à invenção do equipamento automático de comutação de circuitos. Esse dispositivo foi inventado por um agente funerário do século XIX, Almon B. Strowger. Logo depois que o telefone foi inventado, quando uma pessoa morria, alguém ligava para a telefonista da cidade e dizia: ‘Por favor, ligue-me com um agente funerário’. Infelizmente para o sr. Strowger, havia dois agentes funerários em sua cidade, e a esposa do outro agente era a telefonista da cidade. Ele percebeu rapidamente que teria de inventar um equipamento automático de comutação telefônica ou seu negócio iria à falência. Ele escolheu a primeira opção. Por cerca de cem anos, o equipamento de comutação de circuitos usado em todo o mundo foi conhecido como engrenagem de Strowger. (A história não registra se a telefonista, desempregada, conseguiu emprego como operadora de informações, respondendo a perguntas como: ‘Qual é o número do telefone do agente funerário?’)

O modelo mostrado na Figura 2.37(a) é altamente simplificado, obviamente, porque partes do caminho físico entre os dois telefones podem de fato ser enlaces de micro-ondas ou de fibra, nos quais são multiplexadas milhares de chamadas. Entretanto, a ideia básica é válida: uma vez estabelecida uma chamada, haverá um caminho dedicado entre ambas as extremidades, e ele continuará a existir até que a chamada seja finalizada.

Uma propriedade importante da comutação de circuitos é a necessidade de se estabelecer um caminho ponta a

Figura 2.37 | (a) Comutação de circuitos. (b) Comutação de pacotes.

ponta, antes que qualquer dado possa ser enviado. O tempo decorrido entre o fim da discagem e o momento em que o telefone começa a tocar pode chegar a 10 segundos ou mais em chamadas interurbanas ou internacionais. Durante esse intervalo, o sistema telefônico procura uma conexão física, como mostra a Figura 2.38(a). Observe que, antes mesmo de se iniciar a transmissão de dados, o sinal de solicitação de chamada deve se propagar em todo o trajeto até o destino e lá ser reconhecido. Para muitas aplicações de informática (por exemplo, a verificação de crédito em um ponto de venda), tempos de configuração longos são indesejáveis.

Como consequência do caminho reservado entre o transmissor e o receptor da chamada, uma vez estabelecida a configuração, o único atraso para a entrega dos dados é o tempo de propagação do sinal eletromagnético, cerca de 5 ms por 1.000 km. Outra consequência do caminho estabelecido é que não há perigo de congestionamento — ou seja, quando a chamada é feita, você nunca obtém sinal de ocupado. É claro que é possível receber um sinal de ocupado antes do estabelecimento da conexão, em decorrência da falta de capacidade de comutação ou de troncos.

Comutação de pacotes

A alternativa à comutação de circuitos é a comutação de pacotes, mostrada na Figura 2.37(b) e descrita no

Capítulo 1. Com essa tecnologia, os pacotes são enviados assim que estão disponíveis. Não é preciso estabelecer um caminho dedicado com antecedência, diferente da comutação de circuitos. Fica a critério dos roteadores usar a transmissão store-and-forward para enviar cada pacote em seu caminho ao destino por conta própria. Esse procedimento é diferente da comutação de circuitos, em que o resultado do estabelecimento da conexão é a reserva de largura de banda desde o transmissor até o receptor. Todos os dados no circuito seguem esse caminho. Entre outras propriedades, fazer todos os pacotes seguirem o mesmo caminho significa que eles não poderão chegar fora de ordem. Com a comutação de pacotes, não há nenhum caminho fixo e, assim, diferentes pacotes podem seguir caminhos distintos, dependendo das condições da rede no momento em que eles são enviados. Portanto, eles podem chegar fora de ordem.

As redes de comutação de pacotes impõem um limite superior apertado sobre o tamanho dos pacotes. Isso garante que nenhum usuário poderá monopolizar qualquer linha de transmissão por muito tempo (por exemplo, muitos milissegundos), de modo que as redes de comutação de pacotes podem lidar com o tráfego interativo. Isso também reduz o atraso, pois o primeiro pacote de uma mensagem longa pode ser encaminhado antes que o segundo tenha chegado por completo. Contudo, o atraso

Figura 2.38 | Sincronização de eventos em (a) comutação de circuitos, (b) comutação de pacotes.

store-and-forward de acumular um pacote na memória do roteador antes que ele seja enviado para o próximo roteador excede o da comutação de circuitos. Com a comutação de circuitos, os bits simplesmente fluem pelo fio de modo contínuo.

A comutação de pacotes e de circuitos também difere de outras maneiras. Como nenhuma largura de banda é reservada com a comutação de pacotes, estes podem ter de esperar para serem encaminhados. Se muitos pacotes forem enviados ao mesmo tempo, isso introduz o atra so de enfileiramento e o congestionamento. Por outro lado, não existe perigo de obter um sinal de ocupado e não conseguir usar a rede. Assim, o congestionamento ocor re em diferentes momentos com a comutação de circuitos (no momento da configuração) e a comutação de pacotes (quando os pacotes são enviados).

Se um circuito tiver sido reservado para determinado usuário e não houver tráfego, sua largura de banda é desperdiçada. Ela não pode ser usada para outro tráfego. A comutação de pacotes não desperdiça largura de banda e, portanto, é mais eficiente do ponto de vista do sistema. Entender essa escolha é decisivo para compreender a diferença entre comutação de circuitos e comutação de pacotes. O dilema está entre garantir serviço e desperdiçar recursos versus não garantir serviço e não desperdiçar recursos.

A comutação de pacotes é mais tolerante a falhas que a comutação de circuitos. De fato, é por isso que ela foi criada. Se um switch ficar inativo, todos os circuitos que o utilizam serão encerrados, e nenhum tráfego poderá mais ser transmitido em qualquer um deles. Com a comutação de pacotes, os pacotes poderão ser roteados de modo a contornar switches inativos.

Uma última diferença entre a comutação de circuitos e a de pacotes é o algoritmo de tarifação. Com a comutação de circuitos, a tarifação se baseava historicamente na distância e no tempo. No caso dos telefones móveis, em geral a distância não é importante, exceto para chamadas internacionais, e o tempo desempenha apenas um papel secundário (por exemplo, um plano de chamadas com 2 mil minutos gratuitos custa mais que um plano com mil minutos gratuitos e, algumas vezes, chamadas noturnas ou nos finais de semana são mais econômicas que o normal). Com a comutação de pacotes, o tempo de conexão não é um problema, mas o volume de tráfego sim. Para usuários domésticos, os ISPs normalmente cobram uma tarifa fixa mensal, porque tal modelo é menos trabalhoso para eles e mais fácil de entender para os clientes, mas as concessionárias de backbone cobram das redes regionais com base no volume de seu tráfego.

As diferenças estão resumidas na Tabela 2.6. Tradicionalmente, as redes telefônicas têm usado a comutação de circuitos para oferecer chamadas telefônicas de alta qualidade, e as redes de computadores têm usado a comutação de pacotes por suas simplicidade e eficiência. Contudo, existem exceções dignas de nota. Algumas redes de computadores mais antigas têm sido comutadas por circuitos ‘por debaixo dos panos’ (por exemplo, X.25), e algumas redes telefônicas mais novas usam a comutação de pacotes com a tecnologia VoIP. Para os usuários, isso se parece externamente com uma chamada telefônica padrão, mas, internamente, os pacotes na rede com dados de voz são comutados. Com essa técnica, as chamadas internacionais com cartões de chamada podem se tornar mais baratas, embora talvez com uma qualidade de chamada inferior à do serviço tradicional.

Item	Comutação de circuitos	Comutação de pacotes
Configuração de chamadas	Obrigatória	Não necessária
Caminho físico dedicado	Sim	Não
Cada pacote segue a mesma rota	Sim	Não
Os pacotes chegam em ordem	Sim	Não
A falha de um switch é fatal	Sim	Não
Largura de banda disponível	Fixa	Dinâmica
Momento de possível congestionamento	Durante a configuração	Em todos os pacotes
Largura de banda potencialmente desperdiçada	Sim	Não
Transmissão store-and-forward	Não	Sim
Tarifação	Por minuto	Por pacote

Tabela 2.6 | Uma comparação entre redes de comutação de circuitos e redes de comutação de pacotes.

2.7 O SISTEMA DE TELEFONIA MÓVEL

O sistema telefônico tradicional (ainda que algum dia ele chegue a vários gigabits entre uma extremidade e outra da fibra) não será capaz de satisfazer a um grupo crescente de usuários: as pessoas em trânsito. Agora, elas esperam efetuar chamadas telefônicas e usar seus telefones para verificar e-mail e navegar pela Web em aviões, carros, piscinas e enquanto caminham no parque. Consequentemente, há um enorme interesse na telefonia sem fios. Nas próximas seções, estudaremos esse tópico em detalhes.

O sistema de telefonia móvel é usado para comunicação remota de voz e dados. Os telefones móveis (às vezes chamados telefones celulares) passaram por três gerações distintas, normalmente chamadas 1G, 2G e 3G. As gerações são:

1. Voz analógica.

2. Voz digital.

3. Voz digital e dados (Internet, correio eletrônico etc.).

(Os telefones móveis não devem ser confundidos com telefones sem fio, que consistem em uma estação-base e um aparelho móvel, vendidos como um conjunto para uso dentro da casa. Tais telefones nunca foram usados para redes, de modo que não os veremos mais a fundo.)

Embora a maior parte de nossa discussão seja sobre a tecnologia desses sistemas, é interessante observar como pequenas decisões políticas e de marketing podem ter um enorme impacto. O primeiro sistema móvel foi criado nos Estados Unidos pela AT&T e regulamentado para todo o país pela FCC. Como resultado, todo o território dos Estados Unidos tinha um único sistema (analógico), e um telefone móvel adquirido na Califórnia também funcionava em Nova York. Ao contrário, quando a tecnologia chegou à Europa, cada país criou seu próprio sistema, o que resultou em um fiasco.

A Europa aprendeu com seus erros e, ao surgir a tecnologia digital, as PTTs estatais se juntaram e padronizaram um único sistema (GSM); portanto, qualquer telefone móvel europeu funcionará em qualquer lugar da Europa. Na época, os Estados Unidos haviam decidido que o governo não deveria participar do esforço de padronização, e assim a padronização da tecnologia digital ficou a cargo do mercado. Essa decisão resultou em diferentes fabricantes de equipamentos produzindo tipos distintos de telefones móveis. Em consequência disso, os Estados Unidos agora têm dois importantes sistemas de telefonia móvel digital totalmente incompatíveis em operação (além de outros sistemas secundários).

Apesar da liderança inicial dos Estados Unidos, a propriedade e a utilização da telefonia móvel na Europa é agora muito maior que naquele país. O fato de haver um único sistema para toda a Europa explica em parte esse fato, mas há outras razões. Um segundo ponto em que os Estados Unidos e a Europa divergiram foi a questão dos números de telefone. Nos Estados Unidos, os telefones móveis têm números misturados com os telefones comuns (fixos). Desse modo, quem faz a ligação não tem como saber se, digamos, (212) 234-5678 é um telefone fixo (com uma ligação de baixo custo ou gratuita) ou um telefone móvel (com uma tarifa cara). Para impedir que as pessoas ficassem receosas de usar o telefone, as empresas de telefonia decidiram fazer o proprietário do telefone móvel pagar pelas chamadas recebidas. Em consequência disso, muitas pessoas hesitaram em comprar um telefone móvel por medo de terem de pagar uma conta enorme apenas por receberem ligações. Na Europa, os telefones móveis têm um código de área especial (semelhante aos números 800 e 900) e, assim, podem ser reconhecidos instantaneamente. Como resultado, a regra habitual de ‘fazer o chamador pagar’ também se aplica aos telefones móveis da Europa (com exceção das ligações internacionais, cujos custos são divididos).

Uma terceira questão que teve grande impacto na adoção da telefonia móvel foi o uso difundido de telefones pré-pagos na Europa (até 75 por cento em algumas regiões). Esses telefones podem ser adquiridos em muitas lojas sem mais formalidades que a compra de uma câmera fotográfica digital: você paga e leva. Eles são pré-carregados com, por exemplo, 20 ou 50 euros em ligações e podem ser recarregados (com a utilização de um código PIN secreto) quando o saldo cai a zero. Por essa razão, praticamente todos os adolescentes e muitas crianças pequenas na Europa têm telefones móveis (em geral, pré-pagos) para que seus pais possam localizá-los, sem o perigo de terem de pagar uma conta enorme. Se o telefone móvel for usado apenas ocasionalmente, seu uso será quase gratuito, pois não haverá tarifa mensal nem por chamadas recebidas.

2.7.1 TELEFONES MÓVEIS DE PRIMEIRA GERAÇÃO (1G): VOZ ANALÓGICA

Já estudamos os aspectos políticos e de marketing dos telefones móveis. Agora, vamos examinar a tecnologia, começando pelo sistema mais antigo. Os radiotelefones móveis eram usados esporadicamente na comunicação militar e marítima, durante as primeiras décadas do século XX. Em 1946, foi criado em St. Louis, nos Estados Unidos, o primeiro sistema para telefones baseados em automóveis. O sistema utilizava um único transmissor grande no topo de um alto edifício e tinha um único canal, usado para transmissões e recepções. Para conversar, o usuário tinha de apertar um botão que ativava o transmissor e desativava o receptor. Tais sistemas, conhecidos como sistemas ‘apertar para falar ’ (push-to-talk systems), foram instalados em diversas cidades a partir da década de 1950. Sistemas de radioamador, táxis e carros de polícia utilizam essa tecnologia com frequência.

Na década de 1960, o sistema de telefonia móvel aperfeiçoado, ou IMTS(ImprovedMobileTelephone System) foi instalado. Ele também utilizava um transmis-

sor de alta potência (200 watts) no topo de uma montanha, mas agora tinha duas frequências: uma para transmissão e outra para recepção. Por isso, o botão ‘apertar para falar’ não era mais necessário. Como toda a comunicação dos telefones móveis utilizava um canal para transmissão e outro para recepção dos sinais, os usuários móveis não podiam ouvir uns aos outros (ao contrário do que acontecia com o sistema utilizado em táxis).

O IMTS admitia 23 canais espalhados pelas frequências de 150 a 450 MHz. Em virtude do pequeno número de canais, muitas vezes os usuários tinham de esperar muito tempo antes de obter um tom de discagem. Além disso, pela alta potência do transmissor, os sistemas adjacentes tinham de estar a vários quilômetros de distância uns dos outros para evitar interferência. Em suma, sua capacidade limitada tornou o sistema impraticável.

AMPS (Advanced Mobile Phone System)

Tudo isso mudou com o sistema avançado de telefonia móvel, ou AMPS (Advanced Mobile Phone System), inventado pelo Bell Labs e instalado inicialmente nos Estados Unidos em 1982. Ele também foi usado na Inglaterra, onde recebeu o nome TACS, e no Japão, onde foi chamado MCS-L1. O uso do AMPS foi encerrado formalmente em 2008, mas vamos examiná-lo para entender o contexto para os sistemas 2G e 3G, que o aperfeiçoaram.

Em todos os sistemas de telefonia móvel, uma região geográfica é dividida em células, e é esse o motivo pelo qual esses dispositivos são chamados telefones celulares. No AMPS, as células em geral têm de 10 a 20 km; nos sistemas digitais, as células são menores. Cada célula utiliza algum conjunto de frequências não utilizado por qualquer uma das células vizinhas. A ideia fundamental que dá aos sistemas celulares uma capacidade muito maior que a dos sistemas anteriores é o uso de células relativamente pequenas e a reutilização de frequências de transmissão em células próximas (mas não adjacentes). Enquanto um sistema IMTS com um alcance de 100 km pode ter uma chamada em cada frequência, um sistema AMPS pode ter cem células de 10 km na mesma região e é capaz de estabelecer de 5 a 10 chamadas em cada frequência, em células amplamente afastadas. Portanto, a estrutura celular aumenta a capacidade do sistema em pelo menos uma ordem de grandeza ou mais, se as células forem menores. Além disso, células menores significam menor necessidade de energia, o que possibilita a existência de dispositivos transmissores e receptores menores e mais econômicos.

A ideia de reutilização de frequências é ilustrada na Figura 2.39(a). Em geral, as células são razoavelmente circulares; porém, é mais simples representá-las como hexágonos. Na Figura 2.39(a), todas as células têm o mesmo tamanho. Elas são agrupadas em unidades de sete células. Cada letra indica um grupo de frequências. Observe que, para cada conjunto de frequências, existe um afastamento de aproximadamente duas células de extensão, no qual essa frequência não é reutilizada, o que proporciona boa separação e pouca interferência.

Encontrar locais altos para colocar antenas de estação-base é uma questão fundamental. Esse problema levou algumas concessionarias de telecomunicações a fazer alianças com a Igreja Católica Romana, que possui um número significativo de locais apropriados para a instalação de antenas em todo o mundo, todos convenientemente controlados por uma única administração.

Em uma área em que o número de usuários cresce a ponto de o sistema ficar sobrecarregado, a potência pode ser reduzida, e as células sobrecarregadas são divididas em células menores, chamadas microcélulas, para permitir maior reutilização de frequências, como mostra a Figura 2.39(b). Algumas vezes, as empresas de telefonia criam microcélulas temporárias, utilizando torres portáteis com enlaces de satélite para atender à demanda de eventos

Figura 2.39 | (a) As frequências não são reutilizadas nas células adjacentes. (b) Para aumentar o número de usuários, podem ser utilizadas células menores.

esportivos, shows de rock e outros eventos nos quais um grande número de usuários de telefones celulares se reúne por algumas horas.

No centro de cada célula há uma estação-base que recebe as transmissões de todos os telefones presentes na célula. Essa estação consiste em um computador e um transmissor/receptor, conectados a uma antena. Em um sistema de pequeno porte, todas as estações-base estão conectadas a um único dispositivo, chamado centro de comutação móvel, ou MSC (Mobile Switching Center). Ele também é conhecido como estação de comutação de telefonia móvel, ou MTSO (Mobile Telephone Switching Office). Em um sistema maior, podem ser necessários vários MSCs, todos conectados a um MSC de segundo nível, e assim por diante. Basicamente, os MSCs são estações finais, como no sistema telefônico, e na verdade estão conectadas a pelo menos uma estação final de um sistema telefônico. Os MSCs se comunicam com as estações-base, entre si e com a PSTN usando uma rede de comutação de pacotes.

Em qualquer instante, cada telefone móvel logicamente ocupa uma célula específica e está sob o controle da estação-base dessa célula. Quando um telefone móvel deixa fisicamente uma célula, sua estação-base detecta que o sinal do telefone está enfraquecendo e questiona todas as estações-base vizinhas quanto à quantidade de energia que elas estão recebendo dele. Quando as respostas retornam, a estação-base faz a transferência para a célula que está obtendo o sinal mais forte; quase sempre, essa é a célula em que o telefone está localizado no momento. O telefone é, então, informado de quem é o seu novo chefe e, se houver uma chamada em andamento, ele será solicitado a passar para um novo canal (porque o antigo não é reutilizado em nenhuma das células adjacentes). Esse processo é chamado handoff, e leva cerca de 300 ms. A atribuição de canais é feita pelo MSC, o centro nervoso do sistema. Na verdade, as estações-base são apenas simples retransmissoras de rádio.

Canais

O AMPS utiliza FDM para separar os canais. O sistema utiliza 832 canais full-duplex, cada um consistindo em um par de canais simplex. Esse arranjo é conhecido como duplex por divisão de frequência, ou FDD (Frequency Division Duplex). Os 832 canais simplex de 824 a 849 MHz são usados para transmissão do aparelho móvel à estação-base, e 832 canais simplex de 869 a 894 MHz são usados para transmissão da estação-base ao aparelho móvel. Cada um desses canais simplex tem 30 kHz de largura de banda.

Os 832 canais estão divididos em quatro categorias. Canais de controle (da base para a unidade móvel) são usados para gerenciar o sistema. Canais de localização (da base para a unidade móvel) alertam os usuários móveis a respeito de chamadas destinadas a eles. Canais de acesso (bidirecionais) são usados para estabelecimento de chamadas e atribuição de canais. Por fim, os canais de dados (bidirecionais) transportam voz, fax ou dados. Como as mesmas frequências não podem ser reutilizadas em células vizinhas e 21 desses canais são reservados em cada célula para controle, o número real de canais de voz disponíveis por célula é bem menor que 832; normalmente está em torno de 45.

Gerenciamento de chamadas

Cada telefone móvel tem um número de série de 32 bits e um número de telefone de dez dígitos em sua PROM (memória programável somente de leitura). O número de telefone é representado como um código de área de 3 dígitos em 10 bits e um número de assinante de 7 dígitos em 24 bits. Quando um telefone é contactado, varre uma lista pré-programada de 21 canais de controle até encontrar o sinal mais forte. Em seguida, o telefone transmite seu número de série de 32 bits e o número de telefone de 34 bits. A exemplo de todas as outras informações de controle do AMPS, esse pacote é enviado várias vezes em formato digital e com um código de correção de erros, apesar de os próprios canais de voz serem analógicos.

Quando ouve a mensagem, a estação-base avisa ao MSC, que registra a existência de seu novo cliente e também informa a localização atual do cliente ao MSC local. Durante a operação normal, o telefone móvel repete o registro uma vez a cada 15 minutos, aproximadamente.

Para fazer uma chamada, o usuário móvel liga o telefone, digita no teclado o número a ser chamado e pressiona o botão SEND. Em seguida, o telefone transmite o número a ser chamado e sua própria identidade no canal de acesso. Se houver uma colisão, ele tenta novamente mais tarde. Ao receber a solicitação, a estação-base informa ao MSC. Se o chamador for um cliente da empresa do MSC (ou de uma de suas parceiras), o MSC procura um canal disponível para a chamada. Se encontrar algum, o número do canal será enviado de volta no canal de controle. Em seguida, o telefone móvel se conecta automaticamente ao canal de voz selecionado e aguarda até que a parte chamada atenda ao telefone.

As chamadas recebidas funcionam de forma diferente. Para começar, todos os telefones inativos ouvem continuamente o canal de localização para detectar as mensagens destinadas a eles. Quando é feita uma chamada para um telefone móvel (a partir de um telefone fixo ou de outro telefone móvel), um pacote é enviado ao MSC local do telefone chamado, para que ele seja localizado. Em seguida, é enviado um pacote à estação-base em sua célula atual, que, então, envia um pacote de difusão no canal de localização com o formato: ‘Unidade 14, você esta aí?’. O telefone chamado responde ‘Sim’ no canal de acesso. Depois, a base transmite algo como: ‘Unidade 14, chamada para você no canal 3’. Nesse momento, o telefone chamado se conecta ao canal 3 e começa a emitir sinais sonoros (ou a tocar alguma melodia que o proprietário do telefone ganhou como presente de aniversário).

2.7.2 TELEFONES MÓVEIS DE SEGUNDA GERAÇÃO (2G): VOZ DIGITAL

A primeira geração de telefones celulares era analógica; a segunda geração é digital. A troca para digital tem diversas vantagens. Ela oferece ganhos de capacidade, permitindo que os sinais de voz sejam digitalizados e compactados. Ela melhora a segurança, permitindo que sinais de voz e de controle sejam criptografados. Isso, por sua vez, impede fraude e bisbilhotagem, seja por varredura intencional, seja por ecos de outras chamadas, em virtude da propagação de RF. Por fim, ela capacita novos serviços, como mensagens de texto.

Assim como não havia padronização internacional durante a primeira geração, também não havia padronização internacional durante a segunda. Vários sistemas diferentes foram desenvolvidos, e três foram largamente implementados. O sistema avançado de telefonia móvel digital, ou D-AMPS (Digital Advanced Mobile Phone System) é uma versão digital do AMPS que coexiste com AMPS e usa TDM para fazer várias chamadas no mesmo canal de frequência. Ele é descrito no padrão internacional IS-54 e seu sucessor, o IS-136. O sistema global para comunicações móveis, ou GSM (Global System for Mobile communications) apareceu como o sistema dominante, e, embora tenha demorado para ser aceito nos Estados Unidos, agora é usado praticamente em todo o mundo. Assim como o D-AMPS, o GSM é baseado em uma mistura de FDM e TDM. O acesso múltiplo por divisão de código, ou CDMA (Code Division Multiple Access), descrito no padrão internacional IS-95, é um tipo de sistema completamente diferente, que não é baseado nem em FDM nem em TDM. Embora o CDMA não tenha se tornado o sistema 2G dominante, sua tecnologia se tornou a base para os sistemas 3G.

Além disso, o nome serviços de comunicações pessoais, ou PCS (Personal Communications Services) às vezes é usado na literatura de marketing para indicar um sistema de segunda geração (ou seja, digital). Inicialmente, isso indicava um telefone móvel usando a banda de 1.900 MHz, mas essa distinção raramente é feita nos dias atuais.

Agora vamos descrever o GSM, pois é o sistema 2G dominante. Na próxima seção, quando descrevermos os sistemas 3G, falaremos mais sobre CDMA.

GSM (Global System for Mobile Communications)

O GSM surgiu na década de 1980 como um esforço para produzir um único padrão 2G europeu. A tarefa foi atribuída a um grupo de telecomunicações chamado (em francês) Groupe Specialé Mobile. Os primeiros sistemas GSM foram implantados a partir de 1991 e experimentaram um sucesso repentino. Logo, ficou claro que o GSM seria mais do que um sucesso europeu, sendo absorvido até mesmo em países como a Austrália, de modo que o sistema foi renomeado para que tivesse um apelo mais global.

O GSM e outros sistemas de telefonia móvel que estudaremos retêm, dos sistemas 1G, um projeto baseado em células, reutilização de frequência pelas células e mobilidade com handoffs à medida que os assinantes se movem. São os detalhes que diferem. A seguir, descreveremos algumas das principais propriedades do GSM. Entretanto, o padrão GSM impresso tem mais de 5.000 [sic] páginas. Uma grande fração desse material se relaciona aos aspectos de engenharia do sistema, em especial ao projeto dos receptores para tratar da propagação de sinais por vários caminhos, e a sincronização de transmissores e receptores. Nada disso será sequer mencionado aqui.

A Figura 2.40 mostra que a arquitetura do GSM é semelhante à arquitetura do AMPS, embora os componentes tenham nomes diferentes. O próprio aparelho móvel agora é dividido em um aparelho e em um chip removível, com informações do assinante e da conta, chamado cartão SIM, uma abreviação de Subscriber Identity Module (módulo de identidade do assinante). É o cartão SIM que ativa o aparelho e contém segredos que permitem que o aparelho e a rede se identifiquem e codifiquem as conversas. Um cartão SIM pode ser removido e colocado em um aparelho diferente, para que este se torne seu aparelho móvel em relação à rede.

O telefone móvel fala com as estações-base da célula por uma interface com o ar, que descreveremos em breve. As estações-base da célula estão conectadas a um controlador de estação-base, ou BSC (Base Station Controller), que controla os recursos de rádio das células e cuida do handoff. O BSC, por sua vez, está conectado a um MSC (como no AMPS), que direciona as chamadas e as conecta à rede de telefonia pública comutada, ou PSTN (Public Switched TelephoneNetwork).

Para poder direcionar as chamadas, o MSC precisa saber onde os aparelhos podem ser encontrados atualmente. Ele mantém um banco de dados dos aparelhos nas vizinhanças, que estão associados às células que ele controla. Esse banco de dados é chamado registrador de local do visitante, ou VLR (Visitor Location Register). Também há um banco de dados na rede móvel que indica o último local conhecido de cada aparelho, chamado registrador de local inicial, ou HLR (Home Location Register). Esse banco de dados é usado para direcionar as chamadas que chegam para os locais corretos. Os dois bancos de dados devem ser mantidos atualizados enquanto os aparelhos passam de uma célula para outra.

Agora, vamos descrever a interface com o ar em alguns detalhes. O GSM trabalha em uma faixa de frequências internacional, incluindo 900, 1.800 e 1.900 MHz. Foi alocado um espectro maior que o AMPS, para dar suporte a um número muito maior de usuários. O GSM é um sistema celular duplex por divisão de frequência, como o AMPS. Ou seja, cada aparelho móvel transmite em uma frequência e recebe em outra mais alta (55 MHz mais alta para GSM,

Figura 2.40 | Arquitetura móvel da rede GSM.

contra 80 MHz mais alta para AMPS). Contudo, diferente do AMPS, com o GSM, um único par de frequências é dividido pela multiplexação por divisão em slots de tempo. Desse modo, ele é compartilhado por vários aparelhos.

Para lidar com vários aparelhos, os canais GSM são muito mais largos que os canais AMPS (200 kHz contra 30 kHz). Um canal de 200 kHz é representado na Figura 2.41. Um sistema GSM operando na região de 900 MHz tem 124 pares de canais simplex. Cada canal simplex tem 200 kHz de largura e aceita oito conexões separadas nele, usando a multiplexação por divisão de tempo. Cada estação atualmente ativa recebe um slot de tempo em um par de canais. Teoricamente, 992 canais podem ser aceitos em cada célula, mas muitos deles não estão disponíveis, para evitar conflitos de frequência com células vizinhas. Na Figura 2.41, todos os oito slots de tempo sombreados pertencem à mesma conexão, quatro deles em cada direção. A transmissão e a recepção não acontecem no mesmo slot de tempo, pois os rádios GSM não podem transmitir e receber ao mesmo tempo, e leva algum tempo para passar de um para o outro. Se a unidade móvel atribuída à faixa de 890,4/935,4 MHz e ao slot de tempo 2 quisesse transmitir algo para a estação-base, ela usaria os quatro slots sombreados inferiores (e os slots depois deles no tempo), inserindo alguns dados em cada slot até que todos os dados fossem enviados.

Os slots TDM mostrados na Figura 2.41 fazem parte de uma complexa hierarquia de enquadramento. Cada slot TDM tem uma estrutura específica, e grupos de slots TDM formam multiquadros, também com uma estrutura específica. Uma versão simplificada dessa hierarquia é mostrada na Figura 2.42. Aqui, podemos ver que cada slot TDM consiste em um quadro de dados de 148 bits que ocupa o canal por 577 ms (incluindo um tempo de proteção de 30 ms depois de cada slot). Cada quadro de dados começa e termina com três bits 0, para fins de delineação de quadros. Ele também contém dois campos Informação de 57 bits, cada um com um bit de controle que indica se o campo Informação seguinte se refere a voz ou a dados. Entre os campos Informação há um campo (de treinamento) Sync de 26 bits, usado pelo receptor para realizar a sincronização até os limites de quadro do transmissor.

Um quadro de dados é transmitido em 547 ms, mas um transmissor só pode enviar um quadro de dados a cada 4,615 ms, pois ele está compartilhando o canal com sete outras estações. A taxa bruta de cada canal é de 270.833 bps, dividida entre oito usuários. Porém, como ocorre com o AMPS, o overhead consome uma grande fração da largura de banda, deixando em última análise 24,7 kbps de carga útil por usuário antes da correção de erros. Após essa correção, restam 13 kbps para voz. Embora isso seja substancialmente menor que os

Figura 2.41 | O sistema GSM utiliza 124 canais de frequência, cada um usando um sistema TDM de oito slots.

64 kbps do PCM para sinais de voz não compactados na rede de telefonia fixa, a compactação no dispositivo móvel pode alcançar esses níveis com pouca perda de qualidade.

Como podemos ver na Figura 2.42, oito quadros de dados formam um quadro TDM, e 26 quadros TDM formam um multiquadro de 120 ms. Dos 26 quadros TDM em um multiquadro, o slot 12 é usado para controle e o slot 25 é reservado para uso futuro; assim, somente 24 estão disponíveis para tráfego do usuário.

Porém, além do multiquadro de 26 slots mostrado na Figura 2.42, também é usado um multiquadro de 51 slots (não mostrado). Alguns desses slots são empregados para guardar diversos canais de controle usados para gerenciar o sistema. O canal de controle de broadcast é um fluxo contínuo de saída da estação-base, contendo a identidade da estação-base e o status do canal. Todas as estações móveis monitoram a intensidade de seu sinal para verificar quando elas são transferidas para uma nova célula.

O canal de controle dedicado é usado para atualização de local, registro e estabelecimento de chamadas. Em particular, cada estação-base mantém o VLR, um banco de dados das estações móveis que atualmente estão sob sua jurisdição. As informações necessárias para manter o VLR são enviadas no canal de controle dedicado.

Por fim, existe o canaldecontrolecomum, dividido em três subcanais lógicos. O primeiro deles é o canal de localização, que a estação-base utiliza para anunciar as chamadas recebidas. Cada estação móvel monitora continuamente esse canal para verificar se há chamadas a que ela deva responder. O segundo é o canal de acesso aleatório, que permite aos usuários solicitarem um slot no canal de controle dedicado. Se duas solicitações colidirem, elas serão adulteradas e terão de ser repetidas mais tarde. Usando o slot do canal de controle dedicado, a estação pode estabelecer uma chamada. O slot atribuído é anunciado no terceiro subcanal, o canal de concessão deacesso.

Por último, o GSM difere do AMPS no modo como o handoff é tratado. No AMPS, o MSC o controla totalmente, sem ajuda dos dispositivos móveis. Com os slots de tempo no GSM, na maior parte das vezes o dispositivo móvel não está nem enviando nem recebendo. Os slots ociosos são uma oportunidade para o dispositivo móvel medir a qualidade do sinal até outras estações-base nas proximidades. Ele faz isso e envia essa informação ao BSC. Este pode utilizá-la para determinar quando um dispositivo móvel está saindo de uma célula e entrando em outra, de modo que possa realizar o handoff. Esse projeto é conhecido como handoff auxiliado pela unidade móvel, ou MAHO (Mobile AssistedHandOff).

2.7.3 TELEFONES MÓVEIS DE TERCEIRA GERAÇÃO (3G): VOZ E DADOS DIGITAIS

A primeira geração de telefones móveis foi a voz analógica, e a segunda foi a voz digital. A terceira geração de telefones móveis, ou 3G, como é chamada, trata de voz e dados digitais.

Diversos fatores estão direcionando o setor. Primeiro, o tráfego de dados já ultrapassa o tráfego de voz na rede fixa e está crescendo exponencialmente, enquanto o tráfego de voz está basicamente estabilizado. Muitos especialistas da indústria esperam que o tráfego de dados também domine a voz nos dispositivos móveis, e em pouco tempo. Segundo, os setores de telefonia, entretenimento e informática passaram para a tecnologia digital e estão convergindo rapida-

Figura 2.42 | Uma parte da estrutura de enquadramento GSM.

mente. Muitas pessoas estão utilizando dispositivos leves, portáteis, que atuam como telefone, aparelho de música e vídeo, terminal de correio eletrônico, interface Web, máquina de jogos e outros, tudo com conectividade mundial sem fios à Internet em alta largura de banda.

O iPhone da Apple é um bom exemplo desse tipo de dispositivo 3G. Com ele, as pessoas são conectadas a serviços de dados sem fio, e os volumes de dados sem fio da AT&T estão aumentando rapidamente com a popularidade dos iPhones. O problema é que o iPhone usa uma rede 2,5G (uma rede 2G melhorada, mas não uma rede 3G verdadeira), e não existe capacidade de dados suficiente para manter os usuários satisfeitos. A telefonia móvel 3G trata de fornecer largura de banda sem fio suficiente para manter esses futuros usuários satisfeitos.

Em 1992, a ITU tentou ser um pouco mais específica em relação a esse sonho e apresentou um projeto para alcançá-lo, denominado IMT-2000, em que IMT significava International Mobile Telecommunications (telecomunicaçõesmóveisinternacionais). Os serviços básicos que a rede IMT-2000 deveria oferecer a seus usuários eram:

1. Transmissão de voz de alta qualidade.

2. Serviço de mensagens (substituindo correio eletrônico, fax, SMS, bate-papo etc.).

3. Multimídia (reprodução de música, exibição de vídeos, filmes, televisão etc.).

4. Acesso à Internet (navegação na Web, incluindo páginas com áudio e vídeo).

Outros serviços poderiam ser: videoconferência, telepresença, jogos em grupo e m-commerce (comércio móvel, bastando utilizar seu telefone no caixa para pagar as compras feitas em uma loja). Além disso, todos esses serviços deveriam estar disponíveis em âmbito mundial (com conexão automática via satélite, quando não for possível localizar nenhuma rede terrestre), de forma instantânea (sempre ativos) e com garantias de qualidade de serviço.

A ITU previu uma única tecnologia mundial para o IMT-2000, de forma que os fabricantes fossem capazes de construir um único dispositivo que pudesse ser vendido e utilizado em qualquer lugar do mundo (como reprodutores de CDs e computadores, mas diferente de telefones celulares e televisores). Ter uma única tecnologia também facilitaria bastante a vida dos operadores de redes e encorajaria mais pessoas a usarem os serviços. Guerras de formatos, como a que ocorreu entre o Betamax e o VHS quando surgiram os primeiros gravadores de vídeo, não são boas para o comércio.

Acontece que isso foi um pouco otimista. O número 2000 significou três coisas: (1) o ano em que o serviço deveria ser iniciado; (2) a frequência em que ele deveria operar (em MHz); e (3) a largura de banda que o serviço deveria ter (em kbps). Nenhum desses três se concretizou. Nada foi implementado em 2000. A ITU recomendou que todos

os governos reservassem o espectro em 2 GHz para que os dispositivos pudessem passar de um país para outro de forma transparente. A China reservou a largura de banda exigida, mas ninguém mais fez isso. Finalmente, reconheceu-se que 2 Mbps não são atualmente viáveis para usuários que se movimentam muito (em virtude da dificuldade de realizar handoffs com rapidez suficiente). O mais realista é 2 Mbps para usuários que não estão em movimento (o que competirá de igual para igual com o ADSL), 384 kbps para pessoas andando e 144 kbps para conexões em carros. Apesar desses problemas iniciais, muita coisa foi feita desde então. Várias propostas do IMT foram feitas e, após uma seleção, elas se reduziram a duas principais. A primeira, o CDMAdebandalarga, ou WCDMA(Wideband CDMA), foi proposta pela Ericsson e adotada pela União Europeia, que o chamou de sistema universal de telecomunicações móveis, ou UMTS (Universal Mobile TelecommunicationsSystem). O outro concorrente era o CDMA2000, proposto pela Qualcomm.

Esses dois sistemas são mais semelhantes do que diferentes, pois são baseados no CDMA de banda larga; o WCDMA usa canais de 5 MHz e o CDMA2000 usa canais de 1,25 MHz. Se os engenheiros da Ericsson e da Qualcomm fossem confinados em uma sala e solicitados a apresentar um projeto comum, eles provavelmente conseguiriam fazê-lo rapidamente. A dificuldade é que o problema real não é de engenharia, mas político (como sempre). A Europa queria um sistema que trabalhasse junto com o GSM, enquanto os Estados Unidos queriam um sistema que fosse compatível com um sistema já amplamente desenvolvido nos Estados Unidos (o IS-95). Cada lado também apoiava sua empresa local (a Ericsson está sediada na Suécia; a Qualcomm, na Califórnia). Por fim, a Ericsson e a Qualcomm estavam envolvidas em numerosos processos relacionados a suas respectivas patentes de CDMA.

No mundo inteiro, 10 a 15 por cento dos assinantes móveis já usam tecnologias 3G. Na América do Norte e na Europa, cerca de um terço dos assinantes móveis são 3G. O Japão foi um dos primeiros a adotá-lo, e agora quase todos os telefones móveis no Japão são 3G. Esses valores incluem a implementação de UMTS e CDMA2000, e o 3G continua a ser uma grande caldeirão de atividade à medida que o mercado se aquece. Para aumentar a confusão, o UMTS se tornou um padrão 3G único com múltiplas opções incompatíveis, incluindo o CDMA2000. Essa mudança foi um esforço para unificar os vários campos, mas ele apenas encobre as diferenças técnicas e oculta o foco dos esforços em andamento. Usaremos o UMTS para indicar o WCDMA, uma forma diferente com origem no CDMA2000.

Vamos voltar nossa discussão para o uso do CDMA em redes celulares, por ser o fator de distinção dos dois sistemas. O CDMA não é FDM nem TDM, mas um tipo de mistura em que cada usuário envia na mesma banda de frequência ao mesmo tempo. Quando ele foi proposto inicialmente para sistemas de celular, a indústria teve apro-

ximadamente a mesma reação que Colombo provocou na Rainha Isabel quando ele propôs alcançar as Índias navegando na direção errada. Porém, pela persistência de uma única empresa, a Qualcomm, o CDMA teve sucesso como um sistema 2G (IS-95) e amadureceu ao ponto de se tornar a base técnica para o 3G.

Para fazer o CDMA funcionar no ambiente de telefonia móvel, é preciso mais do que a técnica de CDMA básica que descrevemos na seção anterior. Especificamente, descrevemos o CDMA síncrono, no qual as sequências de chip são exatamente ortogonais. Esse projeto funciona quando todos os usuários estão sincronizados no momento inicial de suas sequências de chip, como no caso da estação-base transmitindo para unidades móveis. A estação-base pode transmitir as sequências de chip começando ao mesmo tempo, de modo que os sinais sejam ortogonais e capazes de ser separados. Contudo, é difícil sincronizar as transmissões de telefones móveis independentes. Sem cuidado, suas transmissões chegariam na estação-base em momentos diferentes, sem nenhuma garantia de ortogonalidade. Para que as unidades móveis enviem para a estação-base sem sincronização, queremos codificar sequências que são ortogonais umas às outras em todos os deslocamentos possíveis, não apenas quando elas estão alinhadas no início.

Embora não seja possível encontrar sequências que sejam exatamente ortogonais para esse caso geral, longas sequências pseudoaleatórias chegam perto o suficiente. Elas têm a propriedade de que, com alta probabilidade, tenham uma baixa correlação cruzada entre si em todos os deslocamentos. Isso significa que, quando uma sequência é multiplicada por outra e somada para calcular o produto interno, o resultado será pequeno; ele seria zero se todas fossem ortogonais. (Intuitivamente, as sequências aleatórias sempre deverão parecer diferentes uma da outra. Multiplicá-las deverá, então, produzir um sinal aleatório, que se somará a um resultado pequeno.) Isso permite que um receptor filtre transmissões indesejadas do sinal recebido. Além disso, a autocorrelação de sequências pseudoaleatórias também é pequena, com alta probabilidade, exceto em um deslocamento zero. Isso significa que, quando uma sequência é multiplicada por uma cópia atrasada de si mesma e somada, o resultado será pequeno, exceto quando o atraso é zero. (Intuitivamente, uma sequência aleatória atrasada se parece com uma sequência aleatória diferente, e voltamos ao caso da correlação cruzada.) Isso permite que um receptor intercepte o início da transmissão desejada no sinal recebido.

O uso de sequências pseudoaleatórias permite que a estação-base receba mensagens CDMA de unidades móveis não sincronizadas. Contudo, uma suposição implícita em nossa discussão do CDMA é que os níveis de potência de todas as unidades móveis são iguais no receptor. Se não forem, uma pequena correlação cruzada com um sinal poderoso poderia superar uma grande autocorrelação com um sinal fraco. Assim, a potência de transmissão nas unidades móveis deve ser controlada para reduzir a interferência entre sinais concorrentes. É essa interferência que limita a capacidade de sistemas CDMA.

Os níveis de potência recebidos em uma estação-base dependem da distância em que os transmissores se encontram e também de quanta potência eles transmitem. Pode haver muitas estações móveis em distâncias variadas da estação-base. Uma boa heurística para equalizar a potência recebida é que cada estação móvel transmita para a estação-base no inverso do nível de potência que ela recebe dessa estação-base. Em outras palavras, uma estação móvel recebendo um sinal fraco da estação-base usará mais potência do que outra obtendo um sinal forte. Para aumentar a precisão, a estação-base também oferece feedback a cada unidade móvel para aumentar, diminuir ou manter constante sua potência de transmissão. O feedback é frequente (1.500 vezes por segundo), pois o bom controle de potência é importante para reduzir a interferência.

Outra melhoria em relação ao esquema CDMA básico que descrevemos anteriormente é permitir que diferentes usuários enviem dados em diferentes taxas. Esse truque é realizado naturalmente no CDMA fixando a taxa em que os chips são transmitidos e atribuindo aos usuários sequências de chips de diferentes tamanhos. Por exemplo, no WCDMA, a taxa de chip é de 3,84 Mchips/s, e o espalhamento de códigos varia de 4 a 256 chips. Com um código de 256 chips, restam cerca de 12 kbps após a correção de erro, e essa capacidade é suficiente para uma chamada de voz. Com um código de 4 chips, a taxa de dados do usuário é próxima de 1 Mbps. Códigos de tamanho intermediário geram taxas intermediárias; para conseguir múltiplos Mbps, a unidade móvel precisa usar mais de um canal de 5 MHz ao mesmo tempo.

Agora, vamos descrever as vantagens do CDMA, depois que explicamos os problemas para fazê-lo funcionar. Ele tem três vantagens principais. Primeiro, esse sistema pode melhorar a capacidade, tirando proveito de pequenos períodos quando alguns transmissores estão silenciosos. Nas chamadas de voz, em conversas educadas, uma parte fica em silêncio enquanto a outra fala. Em média, a linha está ocupada apenas 40 por cento do tempo. Contudo, as pausas podem ser pequenas e são difíceis de prever. Com sistemas TDM ou FDM, não é possível reatribuir slots de tempo ou canais de frequência com rapidez suficien te para se beneficiar desses pequenos silêncios. Contudo, no CDMA, um usuário reduz a interferência para outros usuários simplesmente não transmitindo, e é provável que alguma fração dos usuários não esteja transmitindo em uma célula ocupada em determinado momento. Assim, o CDMA tira proveito dos silêncios esperados para permitir um número maior de chamadas simultâneas.

Em segundo lugar, com o CDMA, cada célula usa as mesmas frequências. Diferente de GSM e AMPS, a FDM não é necessária para separar as transmissões de diferentes usuários. Isso elimina complicadas tarefas de planejamento de

frequência e melhora a capacidade. Isso também torna mais fácil para a estação-base usar várias antenas direcionais, ou antenas setorizadas, em vez de uma antena omnidirecional. As antenas direcionais concentram um sinal na direção desejada e o reduzem, reduzindo, portanto, a interferência em outras direções. Isso, por sua vez, aumenta a capacidade. Três projetos de setor são comuns. A estação-base precisa rastrear a unidade móvel enquanto ela se move de um setor para outro. Esse rastreamento é fácil com o CDMA, pois todas as frequências são usadas em todos os setores.

Em terceiro lugar, o CDMA facilita o soft handoff, em que a unidade móvel é aceita pela nova estação-base antes de a anterior se desconectar. Desse modo, não existe perda de continuidade. O soft handoff aparece na Figura

Ele é fácil com o CDMA, pois todas as frequências são usadas em cada célula. Como opção há um hard handoff, em que a estação-base antiga libera a chamada antes de ela ser aceita pela nova. Se a nova não for capaz de aceitá-la (por exemplo, porque não existe nenhuma frequência disponível), a chamada será desconectada de forma brusca. Os usuários tendem a notar essa interrupção, mas ela ocasionalmente é inevitável com a estrutura atual. O hard handoff é um padrão em FDM para evitar o custo de fazer a unidade móvel transmitir ou receber em duas frequências simultaneamente.

Muito se tem escrito sobre o 3G, na maior parte elogiando-o como a maior invenção desde o pão fatiado. Enquanto isso, muitas operadoras estão dando um passo cauteloso em direção a essa tecnologia, chegando ao que se costuma chamar às vezes de 2,5G, embora a identificação 2,1G talvez seja mais precisa. Um sistema desse tipo utiliza taxas de dados aperfeiçoadas para evolução do GSM, ou EDGE (Enhanced Data rates for GSM Evolution), que é simplesmente o GSM com mais bits por símbolo. O problema é que mais bits por símbolo também significa mais erros por símbolo, e assim o EDGE tem nove esquemas diferentes para modulação e correção de erros, que se distinguem pela proporção da largura de banda dedicada à correção dos erros introduzidos pela velocidade mais alta. EDGE é um passo na direção a um caminho evolutivo que é definido do GSM ao WCDMA. De modo semelhante, existe um caminho evolutivo definido para as operadoras migrarem de redes IS-95 para CDMA2000.

Embora as redes 3G ainda não estejam plenamente desenvolvidas, alguns pesquisadores consideram essa tecnologia como um trabalho encerrado. Essas pessoas já estão trabalhando em sistemas 4G sob o nome de evolução de longo prazo, ou LTE (Long Term Evolution). Alguns dos recursos propostos por sistemas 4G incluem: alta largura de banda; ubiquidade (conectividade em toda parte); integração transparente com outras redes IP com e sem fios, incluindo pontos de acesso 802.11; gerenciamento adaptativo de recurso e espectro; e alta qualidade de serviço para multimídia. Para obter mais informações, consulte Astely et al. (2009) e Larmo et al. (2009).

Enquanto isso, redes sem fio com níveis de desempenho 4G já estão disponíveis. O principal exemplo é o 802.16, também conhecido como WiMAX. Para ob ter uma visão geral do WiMAX móvel, consulte Ahmadi (2009). Dizer que a indústria se encontra em um estado de enorme convergência é uma grande simplificação. Espere mais alguns anos para ver o que acontece.

2.8 TELEVISÃO A CABO

Neste ponto, já estudamos os sistemas de telefonia fixa e sem fios, com uma quantidade razoável de detalhes. Sem dúvida, ambos desempenharão um papel fundamental nas futuras redes. Porém, há uma outro participante importante que surgiu na última década para se obter acesso à Internet: as redes de televisão a cabo. Muitas pessoas já recebem seu serviço telefônico e de Internet por cabo. Nas próximas seções, examinaremos com mais detalhes a televisão a cabo como uma rede e vamos compará-la com os sistemas de telefonia que acabamos de estudar. Para obter mais informações sobre sistemas a cabo, consulte Donaldson e Jones (2001), Dutta-Roy (2001) e Fellows e Jones (2001).

2.8.1 CATV (COMMUNITY ANTENNA TELEVISION)

A televisão a cabo foi concebida no final da década de 1940 como uma forma de proporcionar melhor recepção às pessoas que vivem em áreas rurais ou montanhosas. No início, o sistema consistia em uma grande antena situada no alto de uma colina para captar o sinal de televisão que se propaga pelo ar, um amplificador chamado headend,

Figura 2.43 | Soft handoff (a) antes, (b) durante e (c) depois.

para reforçá-lo, e um cabo coaxial para distribuí-lo pelas casas das pessoas, como ilustra a Figura 2.44.

Nos primeiros anos, a TV a cabo era chamada televisão de antena comunitária, ou CATV (Community Antenna Television). Sua operação era muito simples; qualquer pessoa que tivesse alguma prática em eletrônica era capaz de instalar um serviço para sua cidade, e os usuários se reuniam para pagar os custos do serviço. À medida que o número de assinantes crescia, outros cabos eram conectados ao cabo original e eram acrescentados outros amplificadores conforme a necessidade. A transmissão era unidirecional, do headend para os usuários. Em 1970, havia milhares de sistemas independentes.

Em 1974, a Time Inc. lançou um novo canal, denominado Home Box Office, com novo conteúdo (filmes) e distribuído somente por cabo. Seguiram-se outros canais dedicados apenas a notícias, esportes, culinária e muitos outros temas. Esse desenvolvimento ocasionou duas mudanças na indústria. Primeiro, as grandes corporações começaram a adquirir os sistemas a cabo existentes e estender novos cabos para conquistar novos assinantes. Segundo, agora havia necessidade de conectar vários sistemas, normalmente em cidades distantes, a fim de distribuir o conteúdo dos novos canais de TV a cabo. As empresas de TV a cabo começaram a estender cabos entre as cidades para conectar todas elas em um único sistema. Esse padrão era semelhante ao que aconteceu na indústria de telefonia oitenta anos antes, com a conexão de estações finais anteriormente isoladas para tornar possível a comunicação interurbana.

2.8.2 INTERNET POR CABO

Com o passar dos anos, o sistema de TV a cabo cresceu, e os cabos entre as várias cidades foram substituídos por fibra óptica de alta largura de banda, de forma semelhante ao que aconteceu no sistema telefônico. Um sistema com fibra nas linhas principais e cabo coaxial nas ligações para as residências é chamado sistema híbrido de cabo coaxial e fibra, ou HFC (Hybrid Fiber Coax). Os conversores eletro-ópticos que constituem a interface entre as partes óptica e elétrica do sistema são chamados nós de fibra. Pelo fato de a largura de banda da fibra ser muito maior que a dos cabos coaxiais, um nó de fibra pode alimentar vários cabos coaxiais. A Figura 2.45(a) mostra uma parte de um sistema HFC moderno.

Durante a última década, muitas operadoras de TV a cabo decidiram entrar no ramo de acesso à Internet e, muitas vezes, também no ramo de telefonia. No entanto, diferenças técnicas entre as instalações de cabo e de telefonia têm efeito sobre o que deve ser realizado para alcançar esses objetivos. Por um lado, todos os amplificadores unidirecionais no sistema tinham de ser substituídos por amplificadores bidirecionais, para dar suporte a transmissões tanto upstream quanto downstream. Enquanto isso estava acontecendo, os primeiros sistemas de Internet por cabo usavam a rede de televisão para as transmissões downstream e uma conexão discada via rede telefônica para as transmissões upstream. Essa foi uma alternativa esperta, mas não de rede, em comparação com o que poderia ser.

No entanto, há outra diferença entre o sistema HFC da Figura 2.45(a) e o sistema telefônico da Figura 2.45(b), a qual é muito mais difícil de remover. Nos bairros, um único cabo é compartilhado por muitas casas, ao passo que, no sistema telefônico, cada casa tem seu próprio circuito terminal privado. Quando é utilizado para difusão de televisão, esse compartilhamento é natural. Todos os programas são transmitidos no cabo e não importa se existem 10 ou

10.000 espectadores. No entento, quando o mesmo cabo é usado para acesso à Internet, faz uma grande diferen ça a existência de 10 ou de 10.000 usuários. Se um usuário decidir baixar um arquivo muito grande, essa largura de banda estará potencialmente sendo retirada de outros usuários. Quanto mais usuários, maior a competição pela largura de banda. O sistema de telefonia não tem essa propriedade específica: a transferência de um grande arquivo por uma linha ADSL não reduz a largura de banda de seu vizinho. Por outro lado, a largura de banda do cabo coaxial é muito mais alta do que a dos pares trançados, então você terá sorte se seus vizinhos não usarem muito a Internet.

A estratégia usada pela indústria de serviços a cabo para resolver esse problema é desmembrar cabos longos e conectar cada um deles diretamente a um nó de fibra. A largura de banda do headend até cada nó de fibra é efetivamente infi-

Figura 2.44 | Um antigo sistema de TV a cabo.

Figura 2.45 | (a) Televisão a cabo. (b) O sistema de telefonia fixa.

nita e, se não existirem muitos assinantes em cada segmento de cabo, o volume de tráfego será gerenciável. Os cabos típicos atuais conectam de 500 a 2.000 casas; porém, à medida que um número cada vez maior de pessoas adquire o serviço de Internet por cabo, a carga pode se tornar grande demais, exigindo mais divisões e mais nós de fibra.

2.8.3 ALOCAÇÃO DO ESPECTRO

Eliminar todos os canais de TV e usar a infraestrutura de cabo estritamente para acesso à Internet provavelmente geraria um número razoável de clientes insatisfeitos; assim, as empresas de TV a cabo hesitam em fazê-lo. Além disso, a maioria das cidades tem uma regulamentação bastante pesada sobre o que é transmitido por cabo e, portanto, as operadoras de serviços não teriam permissão para fazer isso, ainda que desejassem. Como consequência, elas precisaram encontrar um modo de fazer a televisão e a Internet coexistirem no mesmo cabo.

A solução é contar com a multiplexação por divisão de frequência. Os canais de TV a cabo da América do Norte ocupam a região de 54 a 550 MHz (com exceção do rádio FM, que ocupa a faixa de 88 a 108 MHz). Esses canais têm 6 MHz de largura, incluindo as bandas de proteção, e podem transportar um canal de TV analógica tradicional ou vários canais de TV digital. Na Europa, a extremidade inferior em geral é de 65 MHz, e os canais têm de 6 a 8 MHz de largura, em virtude da maior resolução exigida pelos sistemas PAL e SECAM, mas o esquema de alocação é semelhante nos outros aspectos. A parte baixa da banda não é usada. Os cabos modernos também operam bem acima de 550 MHz, chegando frequentemente a 750 MHz ou mais. A solução escolhida foi introduzir upstream na banda de 5 a 42 MHz (um pouco mais alta na Europa) e usar as frequências na extremidade alta para o fluxo downstream. O espectro dos serviços de cabo é ilustrado na Figura 2.46.

Observe que, como todos os sinais de televisão são downstream, é possível usar amplificadores upstream que

só funcionam na região de 5 a 42 MHz e amplificadores downstream que só funcionam na frequência de 54 MHz e acima desta, como mostra a figura. Desse modo, obtemos uma assimetria nas larguras de banda upstream e downstream, porque está disponível uma parte maior do espectro acima da faixa de TV do que abaixo dela. Por outro lado, a maior parte do tráfego provavelmente será downstream, e, assim, as operadoras de serviços a cabo não estão insatisfeitas com esse fato. Como vimos antes, em geral as companhias telefônicas oferecem um serviço DSL assimétrico, embora não tenham nenhuma razão técnica para fazê-lo.

Além de atualizar os amplificadores, a operadora também tem de atualizar o headend, que deve passar de um amplificador não inteligente para um sistema computadorizado digital inteligente, com uma interface de fibra de alta largura de banda para um ISP. Frequentemente, o nome também é atualizado, passando de ‘headend’ para sistema de terminação de modem a cabo, ou CMTS (Cable Modem Termination System). No texto a seguir, evitaremos realizar uma atualização de nome e continuaremos usando o tradicional termo ‘headend’.

2.8.4 MODEMS A CABO

O acesso à Internet exige um modem a cabo, um dispositivo que tem duas interfaces: uma para o computador e outra para a rede a cabo. Nos primeiros anos da Internet a cabo, cada operadora tinha um modem a cabo próprio, patenteado, instalado por um técnico da empresa de serviços a cabo. Entretanto, logo se tornou óbvio que um padrão aberto criaria um mercado competitivo de modems a cabo e reduziria os preços, encorajando, assim, o uso do serviço. Além disso, fazer os clientes comprarem e instalarem eles próprios os modems a cabo (como fazem com pontos de acesso wireless) eliminaria os temidos problemas de assistência técnica.

Consequentemente, as maiores operadoras de serviços a cabo se juntaram a uma empresa chamada CableLabs para produzir um padrão de modem a cabo e testar a compatibilidade dos produtos. Esse padrão, chamado especificaçãodainterfacedeserviçodedadosporcabo, ou

DOCSIS (Data Over Cable Service Interface Specification), substituiu a maioria dos modems patenteados. O padrão DOCSIS versão 1.0 apareceu em 1997, e logo foi seguido pelo DOCSIS 2.0, em 2001. Ele aumentava as taxas upstream para dar melhor suporte a serviços simétricos, como a telefonia IP. A versão mais recente do padrão é DOCSIS 3.0, que apareceu em 2006. Ele usa mais largura de banda para aumentar as taxas nas duas direções. A versão europeia desses padrões é chamada EuroDOCSIS. No entanto, nem todas as operadoras de cabo gostam da ideia de um padrão, pois muitas delas estavam ganhando muito dinheiro alugando seus modems para seus clientes cativos. Um padrão aberto, com dezenas de fabricantes vendendo modems a cabo nas lojas, encerra essa prática lucrativa.

A interface entre o modem e o computador é simples. Em geral, ela é feita por Ethernet ou, ocasionalmente, por USB. A outra extremidade é mais complicada, pois usa toda a FDM, a TDM e o CDMA para compartilhar a largura de banda do cabo entre os assinantes.

Quando um modem a cabo é conectado e ligado, ele percorre os canais downstream procurando por um pacote especial emitido periodicamente pelo headend para fornecer parâmetros de sistema aos modems que acabaram de se conectar. Ao encontrar esse pacote, o novo modem anuncia sua presença em um dos canais upstream. O headend responde atribuindo o modem a seus canais upstream e downstream. Essas atribuições podem ser alteradas mais tarde, se o headend julgar necessário equilibrar a carga.

O uso de canais de 6 MHz ou 8 MHz é a parte FDM. Cada modem a cabo envia dados em um canal upstream e em um canal downstream, ou em vários canais sob DOCSIS 3.0. O esquema normal é conseguir cada canal downstream de 6 (ou 8) MHz e modulá-lo com QAM-64 ou, se a qualidade do cabo for excepcionalmente boa, com QAM-256. Com um canal de 6 MHz e QAM-64, obtemos cerca de 36 Mbps. Quando o overhead é subtraído, a carga útil resultante é de cerca de 27 Mbps. Com QAM-256, a carga útil resultante é de cerca de 39 Mbps. Os valores europeus são 1/3 maiores.

Para upstream, há mais ruído de RF, pois o sistema não foi projetado originalmente para dados, e o ruído de vários

Figura 2.46 | Alocação de frequências em um sistema típico de TV a cabo usado para acesso à Internet.

assinantes é afunilado no headend, de modo que é utilizado um esquema mais conservador. Este varia de QPSK a QAM-128, em que alguns dos símbolos são usados para proteção de erro com a modulação codificada por treliças. Com menos bits por símbolo no upstream, a assimetria entre as taxas upstream e downstream é muito mais do que é sugerido pela Figura 2.46.

A TDM é então usada para compartilhar largura de banda no upstream para diversos assinantes. De outra forma, suas transmissões colidiriam no headend. O tempo é dividido em minislots, e diferentes assinantes podem enviar em diferentes minislots. Para que isso funcione, o modem determina sua distância até o headend, enviando-lhe um pacote especial e verificando quanto tempo demora para receber a resposta. Esse processo é chamado verificação do alcance. É importante para o modem conhecer sua distância, a fim de se acomodar ao modo de operação dos canais upstream e obter a sincronização correta. Cada pacote upstream deve caber em um ou mais minislots consecutivos no headend quando é recebido. O headend anuncia periodicamente o início de uma nova rodada de minislots, mas o tiro de partida não é ouvido em todos os modems ao mesmo tempo, em virtude do tempo de propagação no cabo. Conhecendo a que distância está do headend, cada modem pode calcular há quanto tempo o primeiro minislot realmente começou. A extensão do minislot depende da rede. Uma carga útil típica é de 8 bytes.

Durante a inicialização, o headend também atribui cada modem a um minislot, que será usado para solicitar largura de banda upstream. Quando um computador quer enviar um pacote, ele o transfere ao modem, que então solicita o número necessário de minislots. Se a solicitação for aceita, o headend colocará uma confirmação no canal downstream, informando ao modem quais minislots foram reservados para seu pacote. Este é então enviado, a partir do minislot alocado a ele. Pacotes adicionais podem ser solicitados com a utilização de um campo no cabeçalho.

Em geral, vários modems receberão o mesmo minislot, o que leva à disputa. Há duas possibilidades diferentes para lidar com isso. A primeira é que o CDMA é usado para compartilhar o minislot entre os assinantes. Isso resolve o problema da disputa, pois todos os assinantes com sequência de código CDMA podem enviar ao mesmo tempo, embora com uma taxa reduzida. A segunda opção é que o CDMA não seja utilizado, quando não haverá confirmação, em decorrência de uma colisão. Nesse caso, o modem simplesmente esperará um tempo aleatório e tentará de novo. Após cada falha sucessiva, o tempo da aleatoriedade é dobrado. (Para os leitores que já estão um pouco familiarizados com as redes, esse algoritmo é simplesmente o modelo ALOHA adotado com a recuperação de erro por backoff. A Ethernet não pode ser usada em redes a cabo, pois as estações não conseguem detectar o meio compartilhado. Voltaremos a analisar essas questões no Capítulo 4.)

Os canais downstream são gerenciados de modo diferente dos canais upstream. Por um lado, só existe um transmissor (o headend) e, assim, não há disputa nem a necessidade de minislots, que, na realidade, são apenas a multiplexação estatística por divisão de tempo. Por outro lado, o tráfego downstream em geral é muito maior que o upstream, e então é usado um tamanho de pacote fixo, de 204 bytes. Uma parte desse código é um código de correção de erros de Reed-Solomon e algumas outras fontes de overhead, restando uma carga útil do usuário igual a 184 bytes. Esses números foram escolhidos para manter a compatibilidade com a televisão digital usando MPEG-2, de forma que os canais de TV e os canais de dados downstream sejam formatados de maneira idêntica. As conexões lógicas estão representadas na Figura 2.47.

2.8.5 COMPARAÇÃO ENTRE ADSL E CABO

O que é melhor, ADSL ou cabo? Isso é como perguntar qual sistema operacional, qual idioma ou qual religião é melhor. A resposta depende da pessoa a quem você faz a pergunta. Vamos comparar alguns aspectos das tecnologias ADSL e a cabo. Ambas utilizam fibra no backbone, mas diferem nas extremidades. O sistema a cabo utiliza cabo coaxial, enquanto o ADSL utiliza par trançado. A capacidade teórica de transporte do cabo coaxial é centenas de vezes maior que a do par trançado. Porém, a capacidade total do cabo não está disponível para os usuários de dados, pois

Figura 2.47 | Detalhes típicos dos canais upstream e downstream na América do Norte.

grande parte da largura de banda do cabo é desperdiçada em material sem utilidade, como programas de TV.

Na prática, é difícil generalizar a respeito da capacidade efetiva. Os provedores de ADSL fazem declarações específicas sobre a largura de banda (por exemplo, 1 Mbps downstream, 256 kbps upstream) e, em geral, alcançam cerca de 80 por cento desses valores de forma consistente. Os provedores de serviços a cabo podem limitar artificialmente a largura de banda para cada usuário, ajudando-os a fazer previsões de desempenho, mas não fazem afirmação alguma, porque a capacidade efetiva depende da quantidade de pessoas atualmente ativas no segmento de cabo do usuário. Algumas vezes isso pode ser melhor que a ADSL, e outras vezes pode ser pior. Entretanto, o que talvez incomode é a imprevisibilidade. O fato de ter um ótimo serviço em um minuto não garante um ótimo serviço no minu to seguinte, pois o maior devorador de largura de banda da cidade pode ter acabado de ligar seu computador nesse momento.

À medida que um sistema ADSL conquista mais usuários, seus números crescentes têm pouco efeito sobre os usuários existentes, pois cada usuário tem uma conexão dedicada. No caso dos sistemas a cabo, quanto mais assinantes se inscrevem para receber o serviço de Internet, mais o desempenho diminui para os usuários atuais. A única solução é a operadora dos serviços a cabo dividir os cabos ocupados e conectar cada um deles diretamente a um nó de fibra. Isso custa tempo e dinheiro e, portanto, há pressões comerciais para que se evite fazê-lo.

A propósito, já estudamos outro sistema com um canal compartilhado semelhante ao cabo: o sistema de telefonia móvel. Também nesse caso, um grupo de usuários — que poderíamos chamar companheiros de célula — compartilha um volume fixo de largura de banda. Para o tráfego de voz, que é bastante suave, a largura de banda é dividida de modo rígido em blocos fixos entre os usuários ativos usando FDM e TDM. Porém, no caso do tráfego de dados, essa divisão rígida é pouco eficaz porque, com frequência, os usuários de dados estão ociosos e, nesse caso, a largura de banda reservada para eles é desperdiçada. Assim como o cabo, um meio mais dinâmico é utilizado para alocar a largura de banda compartilhada.

A disponibilidade é um ponto no qual as tecnologias ADSL e a cabo diferem. Todo mundo tem um telefone, mas nem todos os usuários estão próximos o bastante de sua estação final para receber o serviço ADSL. Por outro lado, nem todos têm a tecnologia de cabo, mas, se você tem essa tecnologia e a empresa fornece acesso à Internet, é possível obtê-lo. A distância até o nó de fibra ou até o headend não é problema. Também vale a pena notar que, como a tecnologia de cabo teve início como um meio de distribuição de televisão, poucas empresas têm esse recurso.

Sendo um meio ponto a ponto, a ADSL é inerentemente mais segura que o cabo. Qualquer usuário de serviços de cabo pode ler com facilidade todos os pacotes que passam pelo cabo. Por essa razão, qualquer provedor de serviços a cabo decente irá criptografar todo o tráfego em ambos os sentidos. Apesar disso, ainda é mais seguro impedir que seu vizinho receba absolutamente qualquer mensagem do que permitir que ele receba mensagens criptografadas destinadas a você.

Em geral, o sistema de telefonia é mais confiável do que o sistema a cabo. Por exemplo, ele tem potência de reserva e continua a funcionar normalmente, mesmo durante uma queda de energia. No caso dos sistemas a cabo, se houver falta de energia em qualquer amplificador ao longo da cadeia, todos os usuários situados abaixo dele serão instantaneamente desconectados.

Por fim, a maioria dos provedores de ADSL oferece a opção de escolher ISPs. Às vezes, eles são até mesmo obrigados a fazer isso por lei, o que nem sempre acontece no caso das operadoras de serviços a cabo.

A conclusão é que ADSL e cabo são muito mais semelhantes do que diferentes. Eles oferecem um serviço parecido e, à medida que a competição entre as duas tecnologias se aquecer, provavelmente também oferecerão preços parecidos.

2.9 RESUMO

A camada física é a base de todas as redes. A natureza impõe dois limites fundamentais sobre todos os canais, e estes determinam sua largura de banda. Esses limites são o limite de Nyquist, que trata de canais sem ruídos, e o limite de Shannon, que trata de canais com ruídos.

Os meios de transmissão podem ser guiados ou não guiados. Os principais meios guiados são o par trançado, o cabo coaxial e a fibra óptica. Dentre os meios não guiados estão o rádio, as micro-ondas, os raios infravermelhos, os raios laser através do ar e os satélites.

Métodos de modulação digitais enviam bits por meios guiados e não guiados como sinais analógicos. Os códigos de linha operam na banda base, e os sinais podem ser colocados em uma banda passante por meio da modulação da amplitude, da frequência e da fase de uma portadora. Os canais podem ser compartilhados entre usuários com a multiplexação por divisão de tempo, frequência e código.

Um elemento-chave na maioria das redes a longa distância é o sistema de telefonia implantado. Seus principais componentes são os circuitos terminais, troncos e switches. A ADSL oferece velocidades de até 40 Mbps ao circuito terminal do assinante, dividindo-o em muitas subportadoras que trabalham em paralelo. Isso ultrapassa muito as taxas dos modems de telefone. PONs levam a fibra até a residência, tornando as taxas de acesso ainda maiores do que a ADSL.

Os troncos transportam informações digitais e são multiplexados com WDM para oferecer muitos enlaces de alta capacidade pelas fibras individuais, bem como TDM

para compartilhar cada enlace com taxa alta entre os usuários. A comutação de circuitos e a comutação de pacotes são importantes.

Para aplicações móveis, o sistema telefônico fixo não é adequado. Hoje, os telefones celulares estão sendo amplamente utilizados para voz, e cada vez mais são empregados na transmissão de dados. Eles passaram por três gerações. A primeira, 1G, era analógica, dominada pelo AMPS. A 2G era digital, com GSM sendo atualmente o sistema de telefonia móvel mais utilizado no mundo. A 3G é digital e se baseia no CDMA de banda larga, com WCDMA e CDMA2000 também sendo implementados agora.

Um sistema alternativo para acesso de rede é o sistema de televisão a cabo, que evoluiu gradualmente de uma antena comunitária até chegar ao sistema híbrido de cabo coaxial e fibra, e de televisão para televisão e Internet. Potencialmente, ele oferece largura de banda muito alta, mas a largura de banda disponível na prática depende muito dos outros usuários, pois ela é compartilhada.

PROBLEMAS

1. Calcule os coeficientes de Fourier para a função f(t) = t (0 ≤ t ≤ 1).

2. Um canal sem ruído de 4 kHz tem uma amostra a cada 1 ms. Qual é a taxa máxima de dados desse canal? Como a taxa máxima de dados muda se o canal tiver ruído, com uma relação sinal-ruído de 30 dB?

3. Os canais de televisão têm 6 MHz. Quantos bits/s poderão ser enviados, se forem usados sinais digitais de quatro níveis? Suponha um canal sem ruído.

4. Se um sinal binário for enviado sobre um canal de 3 kHz cuja relação sinal-ruído é de 20 dB, qual será a taxa máxima de dados que poderá ser alcançada?

5. Qual é a relação sinal-ruído necessária para colocar uma portadora T1 em uma linha de 50 kHz?

6. Quais são as vantagens da fibra óptica em relação ao cobre como meio de transmissão? Existe alguma desvantagem no uso da fibra óptica em relação ao cobre?

7. Qual é a largura de banda existente em 0,1 mícron de espectro em um comprimento de onda de 1 mícron?

8. Queremos enviar uma sequência de imagens de tela de computador por uma fibra óptica. A tela tem 2.560 × 1.600 pixels, e cada pixel tem 24 bits. Há sessenta imagens de tela por segundo. Qual é a largura de banda necessária, e quantos micra de comprimento de onda são necessários para essa banda a 1,30 mícron?

9. O teorema de Nyquist também se aplica à fibra óptica de alta qualidade em modo único, ou somente ao fio de cobre?

10. Em geral, as antenas de rádio funcionam melhor quando o diâmetro da antena é igual ao comprimento das ondas de rádio. Uma variação razoável para o diâmetro das antenas é de 1 cm a 5 m. Que faixa de frequências é coberta por esse intervalo?

11. Um feixe de raios laser de 1 mm está orientado para um detector localizado a 100 m de distância do telhado de um edifício. Quanto desvio angular (em graus) o laser precisa ter antes de perder o detector?

12. Os 66 satélites de baixa órbita do projeto Iridium estão divididos em seis eixos em torno da Terra. Na altitude em que eles se encontram, o período é de noventa minutos. Qual é o intervalo médio entre handoffs no caso de um transmissor estacionário?

13. Calcule o tempo de trânsito de ponta a ponta para um pacote trafegar pelos satélites GEO (altitude: 35.800 km), MEO (altitude: 18.000 km) e LEO (altitude: 750 km).

14. Qual é a latência de uma chamada originada no Polo Norte para alcançar o Polo Sul se a chamada for roteada por satélites Iridium? Suponha que o tempo de comutação nos satélites seja 10 microssegundos e o raio da Terra seja 6.371 km.

15. Qual é a largura de banda mínima necessária para alcançar uma taxa de dados de B bits/s se o sinal for transmitido usando as codificações NRZ, MLT-3 e Manchester? Justifique sua resposta.

16. Prove que, na codificação 4B/5B, uma transição de sinal ocorrerá em tempos de pelo menos quatro bits.

17. Quantos códigos de estações finais existiam antes de 1984, quando cada estação final era identificada por seu código de área de três dígitos e pelos três primeiros dígitos do número local? Os códigos de área se iniciavam com um dígito no intervalo de 2 a 9, tinham 0 ou 1 como o segundo e terminavam com qualquer dígito. Os dois primeiros dígitos de um número local sempre estavam no intervalo de 2 a 9. O terceiro dígito podia ser qualquer um.

18. Um sistema telefônico simples consiste em duas estações finais e uma única estação interurbana, à qual cada estação final está conectada por um tronco full-duplex de 1 MHz. Um telefone comum é usado para fazer quatro ligações em um dia útil de 8 horas. A duração média de cada chamada é de 6 minutos. Dez por cento das chamadas são interurbanas (ou seja, passam pela estação interurbana). Qual é o número máximo de telefones que uma estação final pode aceitar? (Suponha 4 kHz por circuito.) Explique por que a companhia telefônica pode decidir dar suporte a um número menor de telefones do que esse número máximo na estação final.

19. Uma companhia telefônica regional tem 10 milhões de assinantes. Cada um de seus telefones está conectado a uma estação central por um fio de cobre de par trançado. O comprimento médio desses pares trançados é de 10 km. Quanto vale o cobre contido nos circuitos terminais? Suponha que a seção transversal de cada fio seja um círculo com 1 mm de diâmetro, a densidade específica do cobre seja 9,0 gramas/cm³ e que o cobre seja vendido ao preço de 6 dólares por quilograma.

20. Um oleoduto é um sistema simplex, um sistema half-duplex, um sistema full-duplex ou nenhum dos anteriores? E um rio ou uma comunicação no estilo walkie-talkie?

21. O custo de um microprocessador rápido diminuiu tanto que agora é possível incluir um em cada modem. De que maneira isso afeta o tratamento de erros na linha telefônica? Isso evita a necessidade de verificação/correção de erros na camada 2?

22. Um diagrama de constelação para modems semelhante ao da Figura 2.19 tem pontos de dados nas seguintes coordenadas: (1,1), (1, –1), (–1, 1) e (–1, –1). Quantos bps um modem com esses parâmetros pode alcançar a uma taxa de transmissão de 1.200 símbolos/s?

23. Qual é a taxa de bits máxima alcançável em um modem padrão V.32 se a taxa baud for 1.200 e nenhuma correção de erro for usada?

24. Quantas frequências um modem full-duplex QAM-64 utiliza?

25. Dez sinais, cada um exigindo 4.000 Hz, são multiplexados em um único canal utilizando FDM. Qual é a largura de banda mínima exigida para o canal multiplexado? Suponha que as bandas de proteção tenham 400 Hz de largura.

26. Por que o tempo de amostragem do PCM foi definido como 125 ms?

27. Qual é o percentual de overhead em uma portadora T1, ou seja, que percentagem dos 1,544 Mbps não é entregue ao usuário final? Como isso se relaciona ao percentual de overhead nas linhas OC-1 e OC-768?

28. Compare a taxa máxima de dados de um canal sem ruído de 4 kHz usando:

(a) Codificação analógica (por exemplo, QPSK) com 2 bits por amostra.

(b) O sistema T1 PCM.

29. Se um sistema de portadora T1 apresentar uma falha e perder o controle de onde está, ele tentará se sincroni zar novamente usando o primeiro bit de cada quadro. Em média, quantos quadros terão de ser examinados para que seja feita a ressincronização com uma probabilidade de erro de 0,001?

30. Qual é a diferença, se houver, entre a parte demoduladora de um modem e a parte codificadora de um codec? (Afinal, ambos convertem sinais analógicos em sinais digitais.)

31. Os clocks da SONET têm uma taxa de tração de aproximadamente uma parte em 10⁹. Quanto tempo a tração leva para igualar a largura de 1 bit? Quais são as implicações desse cálculo, se houver?

32. Quanto tempo levará para transmitir um arquivo de 1 GB de um VSAT para outro usando um hub como o mostrado na Figura 2.14? Suponha que o uplink seja de 1 Mbps, o downlink seja de 7 Mbps e a comutação de circuitos seja usada com um tempo de configuração de circuito de 1,2 s.

33. Calcule o tempo de trânsito no problema anterior se for usada a comutação de pacotes. Suponha que o tamanho do pacote seja de 64 KB, o atraso de comutação no satélite e no hub seja de 10 microssegundos e o tamanho do cabeçalho do pacote seja 32 bytes.

34. Na Tabela 2.5, a taxa de dados do usuário para OC-3 é de 148,608 Mbps. Mostre como esse número pode ser derivado dos parâmetros OC-3 da SONET. Quais serão as taxas de dados bruta, SPE e do usuário de uma linha OC-3072?

35. Para acomodar taxas de dados mais baixas que STS-1, a SONET tem um sistema de tributários virtuais (VTs). Um VT é uma carga útil parcial que pode ser inserida em um quadro STS-1 e combinada com outras cargas úteis parciais para preencher o quadro de dados. O VT1.5 utiliza três colunas, o VT2 usa quatro colunas, o VT3 usa seis colunas e o VT6 usa 12 colunas de um quadro STS-1. Qual VT pode acomodar:

(a) Um serviço DS-1 (1,544 Mbps)?

(b) Um serviço europeu CEPT-1 (2,048 Mbps)?

(c) Um serviço DS-2 (6,312 Mbps)?

36. Qual é a largura de banda disponível para o usuário em uma conexão OC-12c?

37. Três redes de comutação de pacotes possuem n nós cada uma. A primeira rede tem uma topologia em estrela com um switch central, a segunda é um anel (bidirecional) e a terceira é totalmente interconectada, com um fio interligando cada nó. Quais são as opções de caminhos de transmissão em hops no melhor caso, no caso médio e no pior caso?

38. Compare o atraso no envio de uma mensagem de x bits sobre um caminho de k hops em uma rede comutada por circuitos e em uma rede (levemente carregada) comutada por pacotes. O tempo de configuração de circuitos é de s segundos, o atraso de propagação é de d segundos por hop, o tamanho do pacote é de p bits e a taxa de dados é de b bps. Sob quais condições a rede de pacotes tem um atraso mais baixo? Além disso, explique as condições sob as quais uma rede de comutação de pacotes é preferível a uma rede de comutação de circuitos.

39. Suponha que x bits de dados do usuário tenham de ser transmitidos por um caminho de k hops em uma rede comutada por pacotes como uma série de pacotes, cada um contendo p bits de dados e h bits de cabeçalho, sendo x >> p + h. A taxa de bits das linhas é b bps e o atraso de propagação é desprezível. Que valor de p minimiza o atraso total?

40. Em um sistema telefônico típico com células hexagonais, é proibido reutilizar uma banda de frequências em uma célula adjacente. Se 840 frequências estão disponíveis, quantas podem ser utilizadas em uma determinada célula?

41. O layout real de células raramente é tão regular quanto o da Figura 2.39. Mesmo as formas de células individuais em geral são irregulares. Apresente uma possível razão para isso. Como essas formas irregulares afetam a atribuição de frequência de cada célula?

42. Faça uma estimativa do número de microcélulas PCS com 100 m de diâmetro que seriam necessárias para cobrir a cidade de São Francisco (120 quilômetros quadrados).

43. Às vezes, quando um usuário móvel cruza o limite de uma célula para outra, a chamada atual é encerrada de forma brusca, embora todos os transmissores e receptores estejam funcionando perfeitamente. Por quê?

44. Suponha que A, B e C estejam simultaneamente transmitindo bits 0, usando um sistema CDMA com as sequências de chips da Figura 2.24(a). Qual é a sequência de chips resultante?

45. Considere um modo diferente de observar a propriedade de ortogonalidade das sequências de chips do CDMA. Cada bit em um par de sequências pode coincidir ou não. Expresse a propriedade de ortogonalidade em termos de correspondências e não correspondências.

46. Um receptor CDMA recebe os seguintes chips: (–1 +1 –3 +1 –1 –3 +1 +1). Supondo as sequências de chips definidas na Figura 2.24(b), que estações transmitiram, e quais bits cada uma enviou?

47. Na Figura 2.24, existem quatro estações que podem transmitir. Suponha que mais quatro estações sejam acrescentadas. Forneça as sequências de chips dessas estações.

48. Na extremidade baixa, o sistema telefônico tem forma de estrela, com todos os circuitos terminais em uma vizinhança convergindo em uma estação final. Ao contrário, a televisão a cabo consiste em um único cabo longo que passa por todas as casas no mesmo bairro. Suponha que um cabo de TV do futuro fosse uma fibra de 10 Gbps, em vez de um fio de cobre. Ele poderia ser usado para simular o modelo de telefonia em que todos têm sua própria linha privada até a estação final? Nesse caso, quantas casas com um telefone poderiam ser conectadas a uma única fibra?

49. Uma empresa de serviços a cabo decide oferecer acesso à Internet por cabo em um bairro que tem 5 mil casas. A empresa utiliza um cabo coaxial e uma alocação de espectro que permite alcançar a largura de banda de 100 Mbps downstream por cabo. Para atrair clientes, a empresa decide garantir pelo menos 2 Mbps de largura de banda downstream para cada casa em qualquer instante. Descreva o que a empresa de serviços a cabo precisa fazer para fornecer essa garantia.

50. Usando a alocação espectral mostrada na Figura 2.46 e as informações dadas no texto, quantos Mbps um sistema de cabo aloca para o tráfego upstream e quantos para o tráfego downstream?

51. Com que velocidade um usuário de cabo recebe dados se a rede estiver ociosa? Suponha que a interface do usuário seja

(a) Ethernet a 10 Mbps

(b) Ethernet a 100 Mbps

(c) Wireless a 54 Mbps.

52. A multiplexação de vários fluxos de dados STS-1, chamados tributários, desempenha um papel importante na SONET. Um multiplexador 3:1 efetua a multiplexação de três tributários STS-1 de entrada em um único fluxo STS-3 de saída. Essa multiplexação é feita byte a byte, isto é, os três primeiros bytes de saída são os primeiros bytes dos tributários 1, 2 e 3, respectivamente. Os três bytes de saída seguintes são os próximos bytes dos tributários 1, 2 e 3, respectivamente e assim por diante. Escreva um programa que simule esse multiplexador 3:1. Seu programa deve consistir em cinco processos. O principal cria quatro processos, um para cada um dos três tributários STS-1 e um processo para o multiplexador. Cada processo tributário lê um quadro STS-1 de um arquivo de entrada como uma sequência de 810 bytes. Eles enviam seus quadros (byte por byte) ao processo multiplexador. Este recebe esses bytes e transmite como saída um quadro STS-3 (byte por byte), gravando-o na saída padrão. Utilize pipes para efetuar a comunicação entre os processos.

53. Escreva um programa para implementar CDMA. Suponha que a extensão de uma sequência de chips seja oito e o número de estações transmitindo seja quatro. Seu programa consiste em três conjuntos de processos: quatro processos transmissores (t0, t1, t2 e t3), um processo de junção e quatro processos receptores (r0, r1, r2 e r3). O programa principal, que também atua como o processo de junção, primeiro lê quatro sequências de chips (notação bipolar) da entrada padrão e uma sequência de 4 bits (1 bit por processo transmissor a ser transmitido), e se bifurca em quatro pares de processos transmissores e receptores. Cada par de processos transmissor/receptor (t0,r0; t1,r1; t2,r2; t3,r3) é atribuído a uma sequência de chips e cada processo transmissor é atribuído a um 1 bit (primeiro bit para t0, segundo bit para t1 e assim por diante). Em seguida, cada processo transmissor calcula o sinal a ser transmitido (uma sequência de 8 bits) e o envia para o processo de junção. Depois de receber sinais de todos os processos transmissores, o processo de junção combina os sinais e envia o sinal combinado aos quatro processos receptores. Então, cada processo receptor calcula o bit que recebeu e o imprime na saída-padrão. Use pipes para a comunicação entre processos.

CAPÍTULO 3

A camada de enlace de dados

Neste capítulo, estudaremos os princípios de projeto da segunda camada, a de enlace de dados. Neste estudo, trataremos de algoritmos que permitem uma comunicação eficiente e confiável de unidades de informação inteiras, chamadas quadros (em vez de bits individuais, como na camada física), entre dois computadores adjacentes. Por adjacentes queremos dizer que as duas máquinas estão fisicamente conectadas por meio de um canal de comunicação que funciona conceitualmente como um fio (por exemplo, um cabo coaxial, uma linha telefônica ou um canal sem fio). A propriedade essencial de um canal que o torna semelhante a um fio é o fato de que os bits são entregues na ordem exata em que são enviados.

Em princípio, você poderá pensar que esse problema é tão trivial que não há nada para estudar — a máquina A simplesmente coloca os bits no fio e a máquina B os retira de lá. Infelizmente, os canais de comunicação algumas vezes produzem erros. Além disso, eles têm uma taxa de dados finita, e há um atraso de propagação diferente de zero entre o momento em que um bit é enviado e o momento em que ele é recebido. Essas limitações têm implicações importantes para a eficiência da transferência de dados. Os protocolos usados para comunicações devem levar todos esses fatores em consideração. Tais protocolos são o assunto deste capítulo.

Após uma introdução às principais questões de projeto presentes na camada de enlace de dados, começaremos nosso estudo dos protocolos dessa camada verificando a natureza dos erros e como eles podem ser detectados e corrigidos. Em seguida, estudaremos uma série de protocolos de complexidade crescente e mostraremos como cada um deles resolve um número cada vez maior de problemas dessa camada. Por fim, concluiremos o capítulo com alguns exemplos de protocolos de enlace de dados.

3.1 QUESTÕES DE PROJETO DA CAMADA DE ENLACE DE DADOS

A camada de enlace de dados usa os serviços da camada física para enviar e receber bits pelos canais de comunicação. Ela tem diversas funções, entre as quais:

1. fornecer uma interface de serviço bem definida à camada de rede;

2. lidar com erros de transmissão;

3. regular o fluxo de dados de tal forma que receptores lentos não sejam atropelados por transmissores rápidos.

Para alcançar esses objetivos, a camada de enlace de dados recebe os pacotes da camada de rede e os encapsula em quadros para transmissão. Cada quadro contém um cabeçalho (header) de quadro, um campo de carga útil, que conterá o pacote, e um final (trailer) de quadro, como mostra a Figura 3.1. O gerenciamento de quadros constitui o núcleo das atividades da camada de enlace de dados. Nas próximas seções, examinaremos em detalhes todas as questões mencionadas.

Embora este capítulo trate explicitamente da camada de enlace de dados e de seus protocolos, muitos dos princípios que estudaremos aqui, como o controle de erros e o controle de fluxo, são encontrados em protocolos de transporte e também em outros protocolos. Isso ocorre porque a confiabilidade é um objetivo geral, e ela é alcançada quando todas as redes funcionam juntas. De fato, em muitas redes, essas funções são encontradas apenas nas camadas superiores, com a camada de enlace de dados realizando a tarefa mínima, que é ‘suficientemente boa’. Porém, independentemente do lugar onde elas são encontradas, os princípios são quase idênticos. Na camada de enlace de da-

Figura 3.1 | Relacionamento entre pacotes e quadros.

dos, eles surgem com frequência em sua forma mais simples e mais pura, o que faz dessa camada um bom lugar para examiná-los em detalhes.

3.1.1 SERVIÇOS OFERECIDOS À CAMADA DE REDE

A função da camada de enlace de dados é fornecer serviços à camada de rede. O principal serviço é transferir dados da camada de rede da máquina de origem para a camada de rede da máquina de destino. Na camada de rede da máquina de origem há uma entidade, chamada processo, que entrega alguns bits à camada de enlace de dados para transmissão ao destino. A tarefa da camada de enlace de dados é transmitir os bits à máquina de destino, de forma que eles possam ser entregues à camada de rede dessa máquina, como mostra a Figura 3.2(a). A transmissão propriamente dita segue o trajeto descrito na Figura 3.2(b); no entanto, é mais fácil pensar em termos de dois processos da camada de enlace de dados que se comunicam por intermédio de um protocolo de enlace de dados. Por essa razão, utilizaremos implicitamente o modelo da Figura 3.2(a) em todo este capítulo.

A camada de enlace de dados pode ser projetada de modo a oferecer diversos serviços. Os serviços reais oferecidos podem variar de um protocolo para outro. Três possibilidades razoáveis que consideraremos são:

serviço não orientado a conexões sem confirmação;

serviço não orientado a conexões com confirmação;

serviço orientado a conexões com confirmação.

O serviço não orientado a conexões sem confirmação consiste em fazer a máquina de origem enviar quadros independentes à máquina de destino, sem que esta confirme o recebimento desses quadros. A Ethernet é um bom exemplo de uma camada de enlace de dados que oferece essa classe de serviço. Nenhuma conexão lógica é estabelecida antes ou liberada depois do processo. Se um quadro for perdido em decorrência de ruídos na linha, não haverá nenhuma tentativa de detectar a perda ou de recuperá-lo na camada de enlace de dados. Essa classe de serviço é apropriada quando a taxa de erros é muito baixa, e a recuperação fica a cargo das camadas mais altas. Ela também é apropriada para o tráfego em tempo real, no qual, a exemplo da voz, os dados atrasados causam mais problemas que os dados recebidos com falhas.

O próximo passo em termos de confiabilidade é o serviço não orientado a conexões com confirmação. Quan do esse serviço é oferecido, ainda não há conexões lógicas sendo usadas, mas cada quadro enviado é confirmado individualmente. Dessa forma, o transmissor sabe se um quadro chegou corretamente ou não. Caso não tenha chegado dentro de um intervalo específico, o quadro poderá ser enviado outra vez. Esse serviço é útil em canais não confiáveis, como os sistemas sem fio. O padrão 802.11 (WiFi) é um bom exemplo dessa classe de serviço.

Talvez valha a pena destacar que oferecer recursos de confirmação no nível da camada de enlace de dados é uma questão de otimização, nunca uma exigência. A camada de rede sempre pode enviar um pacote e esperar que ele seja confirmado por seu par na máquina remo ta. Se a confirmação não chegar durante o intervalo do timer, o transmissor poderá enviar a mensagem inteira mais uma vez. O problema dessa estratégia é que ela pode ser ineficaz. Os enlaces normalmente têm um quadro com comprimento máximo estrito imposto pelo hardware e atrasos de propagação conhecidos. A camada de rede não conhece esses parâmetros. Ela pode enviar um pa-

Figura 3.2 | (a) Comunicação virtual. (b) Comunicação real.

cote grande subdividido em, digamos, dez quadros, dos quais dois são perdidos, em média. O tempo necessário para efetivar a transmissão do pacote com sucesso poderá ser muito longo. Em vez disso, se quadros individuais forem confirmados e retransmitidos, então os erros podem ser corrigidos mais diretamente e mais rapidamente. Em canais confiáveis, como a fibra óptica, o overhead de um protocolo de enlace de dados muito sofisticado talvez seja desnecessário, mas, em canais sem fio (com sua inerente falta de confiabilidade), o custo compensa.

Voltando aos nossos serviços, o serviço mais sofisticado que a camada de enlace de dados é capaz de oferecer à camada de rede é o serviço orientado a conexões. Com ele, as máquinas de origem e destino estabelecem uma conexão antes de qualquer dado ser transferido. Cada quadro enviado pela conexão é numerado, e a camada de enlace de dados garante que cada quadro será, de fato, recebido. Além disso, essa camada garante que todos os quadros serão recebidos uma única vez e na ordem correta. Assim, os serviços orientados a conexões fornecem aos processos da camada de rede o equivalente a um fluxo de bits confiável. Isso é apropriado para enlaces longos, não confiáveis, como um canal de satélite ou um circuito telefônico interurbano. Se o serviço não orientado a conexões com confirmação fosse usado, é possível imaginar que as confirmações perdidas poderiam fazer com que um quadro fosse enviado e recebido várias vezes, desperdiçando largura de banda.

Quando o serviço orientado a conexões é usado, as transferências passam por três fases distintas. Na primeira fase, a conexão é estabelecida, fazendo ambos os lados inicializar as variáveis e os contadores necessários para controlar os quadros que são recebidos e os que não são. Na segunda fase, um ou mais quadros são realmente transmitidos. Na terceira e última fase, a conexão é desfeita, liberando-se as variáveis, os buffers e os outros recursos usados para mantê-la.

3.1.2 ENQUADRAMENTO

Para oferecer serviços à camada de rede, a camada de enlace de dados deve usar o serviço fornecido a ela pela camada física. O que a camada física faz é aceitar um fluxo de bits brutos e tentar entregá-lo ao destino. Se o canal tiver ruído, como acontece na maioria dos enlaces sem fio e em alguns enlaces com fio, a camada física acrescentará alguma redundância aos seus sinais, para reduzir a taxa de erros de bits para um nível tolerável. Contudo, o fluxo de bits recebido pela camada de enlace de dados não tem garantia de estar livre de erros. Alguns bits podem ter valores diferentes e o número de bits recebidos pode ser menor, igual ou maior que o número de bits transmitidos. A camada de enlace de dados é responsável por detectar e, se necessário, corrigir erros.

Em geral, a estratégia adotada pela camada de enlace de dados é dividir o fluxo de bits em quadros distintos, calcular um pequeno valor (um token), chamado de checksum (somatório de verificação), para cada quadro e incluir essa soma de verificação no quadro quando ele for transmitido. (Os algoritmos de checksum serão discutidos mais adiante neste capítulo.) Quando um quadro chega a seu destino, o checksum é recalculado. Se o checksum recém-calculado for diferente do que está contido no quadro, a camada de enlace de dados saberá que houve um erro e tomará providências para lidar com ele (por exemplo, descartando o quadro defeituoso e possivelmente também enviando de volta um relatório de erros).

A divisão do fluxo de bits em quadros é mais difícil do que parece à primeira vista. Um bom projeto deve tornar fácil para um receptor encontrar o início de novos quadros enquanto usa pouca largura de banda. Nesta seção, examinaremos quatro métodos:

1. contagem de caracteres;

2. bytes de flag com inserção de bytes;

3. flags iniciais e finais, com inserção de bits;

4. violações de codificação da camada física.

O primeiro método de enquadramento utiliza um campo no cabeçalho para especificar o número de bytes no quadro. Quando vê a contagem de caracteres, a camada de enlace de dados de destino sabe quantos bytes devem vir em seguida e, consequentemente, onde está o fim do quadro. Essa técnica é mostrada na Figura 3.3(a) para quatro pequenos quadros, como exemplo, de tamanhos 5, 5, 8 e 8 bytes, respectivamente.

O problema com esse algoritmo é que a contagem pode ser adulterada por um erro de transmissão. Por exemplo, se a contagem 5 no segundo quadro da Figura 3.3(b) se tornar 7, em virtude da inversão de um único bit, o destino perderá a sincronização e não será capaz de localizar o início do quadro seguinte. Mesmo que o checksum esteja incorreto, de modo que o destino saiba que o quadro está defeituoso, ele ainda não terá informações suficientes para saber onde começa o quadro seguinte. Enviar um quadro de volta à origem solicitando retransmissão também não ajuda, pois o destino não sabe quantos caracteres deverão ser ignorados para chegar ao início da retransmissão. Por essa razão, o método de contagem de caracteres quase não é mais usado.

O segundo método de enquadramento contorna o problema de ressincronização após um erro, fazendo cada quadro começar e terminar com bytes especiais. Normalmente o mesmo byte, chamado byte de flag, é usado como delimitador de início e de fim, como mostra a Figura 3.4(a), na qual ele é representado por FLAG. Dois bytes de flag consecutivos indicam o fim de um quadro e o início do próximo. Assim, se o receptor perder a sincronização, ele poderá simplesmente procurar dois bytes de flag para encontrar o final do quadro atual e o início do seguinte.

Entretanto, ainda existe um problema sério que precisamos resolver. É bem possível que o byte de flag ocorra

Figura 3.3 | Um fluxo de caracteres. (a) Sem erros. (b) Com um erro.

nos dados, especialmente quando são transmitidos dados binários, como fotografias ou músicas. Essa situação poderia interferir no enquadramento. Uma forma de solucionar esse problema é fazer com que a camada de enlace de dados do transmissor inclua um caractere de escape especial (ESC) imediatamente antes de cada byte de flag “acidental” nos dados. Assim, o byte de flag de enquadramento pode ser distinguido daquele nos dados pela ausência ou presença de um byte de escape antes dele. A camada de enlace de dados na extremidade receptora remove o byte de escape antes de entregar os dados à camada de rede. Essa técnica é chamada inserção de bytes (bytestuffing).

É claro que a próxima pergunta é: o que acontecerá se um byte de escape ocorrer em uma posição intermediária dos dados? Nesse caso, ele também será preenchido com um byte de escape. No receptor, o primeiro byte de escape é removido, deixando o byte de dados seguinte (que poderia ser outro byte de escape ou o byte de flag). Alguns exemplos são mostrados na Figura 3.4(b). Em todos os casos, a sequência de bytes entregue após a remoção dos bytes inseridos é exatamente igual à sequência de bytes original. Ainda podemos procurar por um limite de quadro buscando dois bytes de flag em sequência, sem nos preocuparmos em desfazer os escapes.

O esquema de inserção de bytes representado na Figura 3.4 é uma ligeira simplificação do que é utilizado no protocolo ponto a ponto, ou PPP (Point-to-Point Protocol), usado para carregar pacotes por enlaces de comunicação. Descreveremos o PPP mais no final deste capítulo.

O terceiro método de delimitação do fluxo de bits contorna uma desvantagem da inserção de bytes, ou seja, o

Figura 3.4 | (a) Quadro delimitado por bytes de flag. (b) Quatro exemplos de sequências de bytes, antes e depois da inserção de bytes.

fato de ela estar ligada ao uso de bytes de 8 bits. O enquadramento também pode ser feito em nível de bit, de modo que os quadros podem conter um número qualquer de bits, compostos de unidades de qualquer tamanho. Ele foi desenvolvido para o então muito popular protocolo de controle de enlace de dados de alto nível, ou HDLC(High-level Data Link Control). Cada quadro começa e termina com um padrão de bits especial, 01111110, ou 0x7E em hexadecimal (na verdade, um byte de flag). Sempre que encontra cinco valores 1 consecutivos nos dados, a camada de enlace de dados do transmissor automaticamente insere um bit 0 no fluxo de bits que está sendo enviado. Essa inserção de bits é semelhante à inserção de bytes, na qual um byte de escape é inserido no fluxo de caracteres enviado antes de ocorrer um byte de flag nos dados. Isso também garante uma densidade mínima de transições, o que ajuda a camada física a manter a sincronização. O USB (Universal Serial Bus) utiliza a inserção de bits por esse motivo.

Ao ver cinco bits 1 consecutivos sendo recebidos, seguidos por um bit 0, o receptor automaticamente remove o bit 0. A inserção de bits, assim como a inserção de bytes, é completamente transparente para a camada de rede de ambos os computadores. Se os dados do usuário contiverem o padrão de flag 01111110, esse flag será transmitido como 01111010, mas será armazenado na memória do receptor como 011111110. A Figura 3.5 mostra um exemplo de inserção de bits.

Com a inserção de bits, o limite entre dois quadros pode ser reconhecido sem nenhum tipo de ambiguidade pelo padrão de flags. Desse modo, se o receptor perder o controle de onde estão os dados, bastará varrer a entrada em busca de sequências de flags, uma vez que elas nunca ocorrem dentro dos dados, apenas nos limites dos quadros.

Com a inserção de bits e de bytes, um efeito colateral é que o comprimento de um quadro agora depende do conteúdo dos dados que ele carrega. Por exemplo, se não houver bytes de flag nos dados, 100 bytes podem ser transportados em um quadro de aproximadamente 100 bytes. Porém, se os dados consistirem unicamente de bytes de flag, cada um terá um bit de escape associado e o quadro terá aproximadamente 200 bytes de comprimento. Com a inserção de bits, o aumento seria de aproximadamente 12,5%, pois 1 bit é inserido a cada byte.

Figura 3.5 | Inserção de bits. (a) Os dados originais. (b) Como os dados são exibidos na linha. (c) Como os dados são armazenados na memória do receptor após a remoção de bits.

O último método de enquadramento é usar um atalho da camada física. No Capítulo 2, vimos que a codificação de bits como sinais normalmente inclui redundância para ajudar o receptor. Essa redundância significa que alguns sinais não ocorrerão em dados regulares. Por exemplo, no código de linha 4B/5B, 4 bits de dados são mapeados para 5 bits de sinal, para garantir transições de bits suficientes. Isso significa que 16 das 32 possibilidades de sinal não são usadas. Podemos usar alguns sinais reservados para indicar o início e o final dos quadros. Com efeito, estamos usando ‘violações de código’ para delimitar os quadros. A beleza desse esquema é que, por serem sinais reservados, é fácil encontrar o início e o final dos quadros, e não é preciso inserir bits nos dados.

Muitos protocolos de enlace de dados, por segurança, usam uma combinação desses métodos. Um padrão comum usado para Ethernet e 802.11 é fazer com que um quadro comece com um padrão bem definido, chamado preâmbulo. Esse padrão pode ser muito longo (72 bits é típico para redes 802.11), para permitir que o receptor se prepare para um pacote que está chegando. O preâmbulo é, então, seguido por um campo de comprimento (ou seja, um contador) no cabeçalho, que é usado para localizar o final do quadro.

3.1.3 CONTROLE DE ERROS

Após resolvermos o problema da delimitação do início e do fim de cada quadro, vamos ao problema seguinte: como ter certeza de que todos os quadros serão entregues na camada de rede de destino e na ordem apropriada? Suponha, para o momento, que o receptor possa saber se um quadro que ele recebe contém informações corretas ou defeituosas (veremos os códigos usados para detectar e corrigir erros de transmissão na Seção 3.2). Para serviços não orientados a conexões, sem confirmação, pode ser suficiente que o emissor apenas continue enviando quadros sem se importar se eles chegaram corretamente, mas sem dúvida essa não seria uma boa opção para serviços orientados a conexões confiáveis.

A forma mais comum de garantir uma entrega confiável é dar ao transmissor algum tipo de feedback sobre o que está acontecendo no outro extremo da linha. Normalmente, o protocolo solicita que o receptor retorne quadros de controle especiais com confirmações positivas ou negativas sobre os quadros recebidos. Se receber uma confirmação positiva sobre um quadro, o transmissor saberá que o quadro chegou em segurança ao destino. Por outro lado, uma confirmação negativa significa que algo saiu errado e o quadro deve ser retransmitido.

Uma complicação adicional decorre da possibilidade de problemas de hardware fazerem com que um quadro desapareça completamente (por exemplo, em uma rajada de ruídos). Nesse caso, o receptor não reagirá de forma alguma, pois não há motivo para isso. De modo semelhante, se

o quadro de confirmação se perder, o emissor não saberá como prosseguir. Deve ficar claro que um protocolo no qual o transmissor envia um quadro e depois espera por uma confirmação, positiva ou negativa, permanecerá suspenso para sempre caso um quadro tenha sido completamente perdido — por exemplo, em consequência de mau funcionamento do hardware ou canal de comunicação deficiente.

Essa possibilidade é tratada com a introdução de timers na camada de enlace de dados. Quando o transmissor envia um quadro, em geral ele também inicializa um timer. Este é ajustado para ser desativado após um intervalo suficientemente longo para o quadro chegar ao destino, ser processado ali e ter sua confirmação enviada de volta ao transmissor. Em geral, o quadro será recebido de forma correta e a confirmação voltará antes que se alcance o tempo-limite do timer e, nesse caso, ele será cancelado.

No entanto, se a confirmação ou o quadro se perder, o timer será desativado, alertando o transmissor para um problema potencial. A solução óbvia é simplesmente transmitir o quadro outra vez. Entretanto, quando os quadros podem ser transmitidos várias vezes, existe o perigo de o receptor aceitar o mesmo quadro duas ou mais vezes e de repassá-lo à camada de rede mais de uma vez. Para evitar que isso aconteça, geralmente é preciso atribuir números de sequência aos quadros transmitidos, de modo que o receptor possa distinguir as retransmissões dos originais.

A questão do gerenciamento dos timers e dos números de sequência para garantir que cada quadro seja realmente passado para a camada de rede no destino exatamente uma vez, nem mais nem menos, é uma parte importante das atribuições da camada de enlace de dados (e das camadas mais altas). Mais adiante neste capítulo, veremos uma série de exemplos cada vez mais sofisticados, para entender como é feito esse gerenciamento.

3.1.4 CONTROLE DE FLUXO

Outro aspecto de projeto importante que ocorre na camada de enlace de dados (e também nas camadas mais altas) é o que fazer com um transmissor que sistematicamente deseja transmitir quadros mais rápido do que o receptor pode aceitá-los. Essa situação pode ocorrer quando o transmissor está rodando em um computador rápido e poderoso e o receptor está rodando em uma máquina lenta e inferior. Uma situação comum é quando um smartphone solicita uma página Web de um servidor muito mais poderoso, que abre a mangueira de incêndio e jorra os dados para o pobre e infeliz telefone, até que esteja completamente inundado. Mesmo que a transmissão não tenha erros, o receptor pode não conseguir lidar com os quadros com a rapidez com que chegam, e perderá alguns deles.

Sem dúvida, algo deve ser feito para impedir que essa situação ocorra. São usadas comumente duas abordagens. Na primeira, chamada controle de fluxo baseado em feedback, o receptor envia de volta ao transmissor informações que permitam a ele enviar mais dados, ou que pelo menos mostrem ao transmissor a situação real do receptor. Na segunda, chamada controle de fluxo baseado na velocidade, o protocolo tem um mecanismo interno que limita a velocidade com que os transmissores podem enviar os dados, sem usar o feedback do receptor.

Neste capítulo, estudaremos os esquemas de controle de fluxo baseado em feedback, principalmente porque os esquemas baseados na velocidade são vistos apenas como parte da camada de transporte (Capítulo 5). Os esquemas baseados em feedback são vistos na camada de enlace e em camadas superiores. O último caso é mais comum hoje em dia, em que o hardware da camada de enlace é projetado para trabalhar com rapidez suficiente para não causar perda. Por exemplo, considera-se às vezes que as implementações de hardware da camada de enlace, como as placas de interface de rede, ou NICs (Network Interface Cards), atuam na “velocidade do fio”, o que significa que podem tratar de quadros tão rapidamente quanto eles chegam ao enlace. Portanto, qualquer overrun não será um problema de enlace, já que é tratado por camadas mais altas.

Existem diversos esquemas de controle de fluxo. No entanto, a maioria deles utiliza o mesmo princípio básico. O protocolo contém regras bem definidas sobre quando um transmissor pode enviar o quadro seguinte. Com frequência, essas regras impedem que os quadros sejam enviados até que o receptor tenha concedido permissão para a transmissão, implícita ou explicitamente. Por exemplo, quando uma conexão é estabelecida, o receptor pode informar: “Você pode me enviar n quadros agora, mas, depois que eles tiverem sido enviados, não envie mais nada até ser informado de que deve prosseguir”. Examinaremos os detalhes em breve.

3.2 DETECÇÃO E CORREÇÃO DE ERROS

Vimos no Capítulo 2 que os canais de comunicação possuem diversas características. Alguns canais, como a fibra óptica nas redes de telecomunicações, possuem taxas de erro muito pequenas, de modo que os erros de transmissão são uma ocorrência rara. Mas outros canais, especialmente enlaces sem fios e antigos circuitos terminais, possuem taxas de erro muito maiores. Para esses enlaces, os erros de transmissão são a norma. Eles não podem ser evitados a um custo razoável em termos de desempenho. A conclusão é que os erros de transmissão estão aqui para ficar. O que precisamos aprender é como lidar com eles.

Os projetistas de redes desenvolveram duas estratégias básicas para lidar com os erros. Ambas acrescentam informações redundantes aos dados enviados. Uma estratégia é incluir informações redundantes suficientes para permitir que o receptor deduza quais foram os dados transmitidos. A outra é incluir apenas a redundância suficiente para permitir que o receptor deduza que houve um erro (mas não

qual erro) e solicite uma retransmissão. A primeira estratégia usa códigos de correção de erros, enquanto a segunda usa códigos de detecção de erros. O uso de códigos de correção de erros normalmente é conhecido como correção adiantada de erros, ou FEC (Forward Error Correction).

Cada uma dessas técnicas ocupa um nicho em ambientes específicos. Em canais altamente confiáveis, como os de fibra, é mais econômico utilizar um código de detecção de erros e simplesmente retransmitir o bloco defeituoso ocasional. Porém, em canais como enlaces sem fios, que geram muitos erros, é melhor adicionar redundância suficiente a cada bloco para que o receptor seja capaz de descobrir qual era o bloco transmitido originalmente. A FEC é usada em canais com ruído porque as retransmissões podem ter erros tanto quanto a primeira transmissão.

Uma consideração importante para esses códigos é o tipo de erro que provavelmente ocorrerá. Nem os códigos de correção de erro nem os de detecção de erro podem lidar com todos os erros possíveis, pois os bits redundantes que oferecem proteção provavelmente serão recebidos com erro, como os bits de dados (o que pode comprometer sua proteção). Seria bom se o canal tratasse os bits redundantes de forma diferente da que trata os bits de dados, mas isso não acontece. Eles todos são apenas bits para o canal. Isso significa que, para evitar erros não detectados, o código precisa ser forte o suficiente para lidar com os erros esperados.

Um modelo é aquele em que os erros são causados por valores extremos de ruído térmico, que abafa o sinal rápida e ocasionalmente, fazendo surgir erros de único bit isolados. Outro modelo consiste em erros que tendem a vir em rajadas, em vez de isolados. Esse modelo vem dos processos físicos que os geram — como uma atenuação profunda em um canal sem fios ou interferência elétrica transitória em um canal com fios.

Os dois modelos importam na prática e possuem diferentes dilemas. O fato de os erros acontecerem em rajadas tem vantagens e desvantagens em relação aos erros isolados de único bit. Uma vantagem é que os dados de computadores sempre são enviados em blocos de bits. Suponha que o tamanho do bloco seja 1.000 bits e que a taxa de erros seja 0,001 por bit. Se os erros fossem independentes, a maioria dos blocos teria um erro. Porém, se os erros surgirem em rajadas de 100, apenas um ou dois blocos em 100 será(ão) afetado(s), em média. A desvantagem dos erros em rajada é que, quando ocorrem, são muito mais difíceis de corrigir que os erros isolados.

Também existem outros tipos de erros. Às vezes, o local de um erro será conhecido, talvez porque a camada física tenha recebido um sinal analógico que foi longe do valor esperado para 0 ou 1 e declarado que o bit foi perdido. Essa situação é chamada canal de apagamento. É mais fácil corrigir erros em canais de apagamento do que em canais que invertem bits, pois, mesmo que o valor do bit tenha sido perdido, pelo menos sabemos qual deles tem erro. Contudo, normalmente não temos o benefício dos apagamentos.

Em seguida, examinaremos os códigos de correção de erros e os códigos de detecção de erros. Porém, por favor, tenha dois pontos em mente. Primeiro, cobrimos esses códigos na camada de enlace porque esse é o primeiro lugar em que deparamos com o problema de transmitir grupos de bits de modo confiável. Porém, os códigos são muito usados porque a confiabilidade é uma preocupação geral. Os códigos de correção de erros também são vistos na camada física, principalmente para canais com ruído e em camadas superiores, particularmente para mídia em tempo real e distribuição de conteúdo. Os códigos de detecção de erros normalmente são usados nas camadas de enlace, rede e transporte.

O segundo ponto que se deve ter em mente é que os códigos de detecção e/ou correção de erros são matemática aplicada. A menos que você seja particularmente adepto aos campos de Galois ou às propriedades das matrizes esparsas, deverá obter códigos com boas propriedades a partir de uma fonte confiável, em vez de criar os seus próprios. De fato, é isso que muitos padrões de protocolo fazem, com os mesmos códigos aparecendo por repetidas vezes. No material a seguir, estudaremos um código simples com detalhes e depois descreveremos rapidamente os códigos avançados. Desse modo, podemos entender os dilemas a partir do código simples e falar sobre os códigos usados na prática por meio dos códigos avançados.

3.2.1 CÓDIGOS DE CORREÇÃO DE ERROS

Vamos examinar quatro tipos de código de correção de erros:

1. códigos de Hamming;

2. códigos de convolução binários;

3. códigos de Reed-Solomon;

4. códigos de verificação de paridade de baixa densidade.

Todos esses códigos acrescentam redundância às informações enviadas. Um quadro consiste em m bits de dados (ou seja, mensagem) e r bits redundantes (ou seja, verificação). Em um códigodebloco, os r bits de verificação são calculados unicamente como uma função dos m bits de dados com os quais eles são associados, como se os m bits fossem pesquisados em uma grande tabela para encontrar seus r bits de verificação correspondentes. Em um código sistemático, os m bits de dados são enviados diretamente, com os bits de verificação, em vez de ser codificados eles mesmos antes de ser enviados. Em um código linear, os r bits de verificação são calculados como uma função linear dos m bits de dados. A operação OU exclusivo (XOR), ou adição de módulo 2, é uma escolha popular. Isso significa que a codificação pode ser feita com operações como

multiplicações de matrizes ou circuitos lógicos simples. Os códigos que veremos nesta seção são códigos de bloco lineares, sistemáticos, a menos que sejam observados de outra forma.

Considere que o tamanho total de um bloco seja n (ou seja, n = m + r). Descreveremos isso como um código (n,m). Uma unidade de n bits contendo bits de dados e verificação é conhecida como uma palavra de código de n bits. A taxa de código, ou simplesmente taxa, é a fração da palavra de código que transporta informações não redundantes, ou m/n. As taxas usadas na prática variam bastante. Elas poderiam ser 1/2 para um canal com ruído, em que metade da informação recebida é redundante, ou perto de 1 para um canal de alta qualidade, com apenas um pequeno número de bits de verificação acrescentados a uma mensagem grande.

Para entender como os erros podem ser tratados, primeiro é necessário examinar de perto o que realmente é um erro. Dadas duas palavras de código que podem ser transmitidas ou recebidas — digamos, 10001001 e 10110001 —, é possível determinar quantos bits correspondentes diferem. Nesse caso, são 3 os bits divergentes. Para determinar quantos bits apresentam diferenças, basta efetuar uma operação XOR entre as duas palavras de código e contar o número de bits 1 no resultado. Por exemplo:

O número de posições de bits em que duas palavras de código diferem entre si é chamado distância de Hamming (Hamming, 1950). Isso significa que, se duas palavras de código estiverem a uma distância de Hamming uma da outra igual a d, será necessário corrigir d erros de bits isolados para converter uma palavra na outra.

Dado o algoritmo para calcular os bits de verificação, é possível construir uma lista completa das palavras de código válidas e, a partir dessa lista, encontrar as duas palavras de código com a menor distância de Hamming. Essa é a distância de Hamming do código completo.

Na maioria das aplicações de transmissão de dados, todas as 2m mensagens de dados possíveis são válidas; no entanto, em virtude da forma como os bits de verificação são calculados, nem todas as 2n palavras de código possíveis são usadas. De fato, quando existem r bits de verificação, somente a pequena fração de 2m /2n ou 1/2r das mensagens possíveis será uma palavra de código válida. É a dispersão com que a mensagem é embutida no espaço das palavras de código que permite que o receptor detecte e corrija erros.

As propriedades de detecção e de correção de erros de um código dependem de sua distância de Hamming. Para detectar d erros de modo confiável, você precisa de um código de distância d + 1, pois com tal código não há como d erros de bits transformarem uma palavra de código válida

em outra. Ao detectar uma palavra de código inválida, isso pode indicar que houve um erro de transmissão. Da mesma forma, para corrigir d erros, você precisa de um código de distância 2d + 1 porque, dessa forma, as palavras de código válidas estarão tão distantes que, mesmo com d alterações, a palavra de código original continuará mais próxima do que qualquer outra. Isso significa que a palavra de código original pode ser determinada exclusivamente com base na suposição de que um número maior de erros é menos provável.

Como um exemplo simples de código de correção de erros, considere um código que contenha apenas quatro palavras de código válidas:

0000000000, 0000011111, 1111100000 e

1111111111

Esse código tem uma distância igual a 5, o que significa que ele pode corrigir erros duplos ou detectar erros quádruplos. Se a palavra de código 0000000111 for detectada e esperarmos apenas erros de 1 ou 2 bits, o receptor saberá que a original deve ter sido 0000011111. No entanto, se um erro triplo transformar 0000000000 em 0000000111, o erro não será corrigido da maneira adequada. Alternativamente, se esperarmos todos esses erros, podemos detectá-los. Como nenhuma das palavras de código recebidas é uma palavra de código válida, um erro deve ter ocorrido. Deve ficar evidente que, nesse exemplo, não podemos corrigir erros duplos e detectar erros quádruplos, pois isso exigiria que interpretássemos uma palavra de código recebida de duas maneiras.

Em nosso exemplo, a tarefa de decodificar encontrando a palavra de código válida mais próxima da palavra de código recebida pode ser feita por inspeção. Infelizmente, no caso mais geral, quando todas as palavras de código precisam ser avaliadas como candidatas, essa tarefa pode ser uma busca demorada. Em vez disso, os códigos práticos são criados de modo que admitam atalhos para encontrar o que provavelmente foi a palavra de código original.

Suponha que desejemos criar um código com m bits de mensagem e r bits de verificação que permitirão a correção de todos os erros simples. Cada uma das 2m mensagens válidas tem n palavras de código inválidas a uma distância da mensagem igual a 1. Essas palavras inválidas são formadas pela inversão sistemática de cada um dos n bits da palavra de código de n bits formada a partir dela. Portanto, cada uma das 2m mensagens válidas exige n + 1 padrões de bits dedicados a ela. Como o número total de padrões de bits é 2n, devemos ter (n + 1)2m ≤ 2n. Utilizando n = m + r, esse requisito passa a ser

(m + r + 1) ≤ 2r (3.1)

Se m for determinado, o limite para o número de bits de verificação necessários para corrigir erros isolados será mais baixo.

Esse limite teórico mais baixo pode, na verdade, ser alcançado pela utilização de um método criado por Hamming (1950). Nos códigos de Hamming, os bits da palavra de código são numerados consecutivamente, começando com o bit 1 da extremidade esquerda, o bit 2 imediatamente à sua direita e assim por diante. Os bits que são potências de 2 (1, 2, 4, 8, 16 etc.) são bits de verificação. Os outros (3, 5, 6, 7, 9 etc.) são preenchidos com os m bits de dados. Esse padrão pode ser visto para um código de Hamming (11,7) com 7 bits de dados e 4 bits de verificação na Figura 3.6. Cada bit de verificação força a paridade de algum conjunto de bits, incluindo seu próprio conjunto, a ser par (ou ímpar). Um bit pode ser incluído em vários cálculos de verificação de bits. Se quiser ver para quais bits de verificação o bit de dados na posição k contribui, reescreva k como uma soma de potências de 2. Por exemplo, 11 = 1 + 2 + 8 e 29 = 1 + 4 + 8 + 16.

Um bit é verificado apenas por aqueles bits de verificação que ocorrem em sua expansão (por exemplo, o bit 11 é verificado pelos bits 1, 2 e 8). No exemplo, os bits de verificação são calculados para somas de paridade par para uma mensagem que é a letra ASCII ‘A’.

Essa construção resulta em um código com uma distância de Hamming igual a 3, o que significa que ela pode corrigir erros simples (ou detectar erros duplos). O motivo para a numeração muito cuidadosa dos bits de mensagem e verificação torna-se aparente no processo de decodificação. Quando uma palavra de código chega, o receptor refaz os cálculos do bit de verificação, incluindo os valores dos bits de verificação recebidos. Chamamos estes de resultados de verificação. Se os bits de verificação forem corretos, então, para somas de paridade par, cada resultado de verificação deve ser zero. Nesse caso, a palavra de código é aceita como válida.

Entretanto, se os resultados da verificação não forem todos zero, um erro foi detectado. O conjunto de resultados de verificação forma a síndrome de erro que é usada para localizar e corrigir o erro. Na Figura 3.6, um erro de único bit ocorreu no canal, de modo que os resultados de verificação são 0, 1, 0 e 1 para k = 8, 4, 2 e 1, respectivamente. Isso gera uma síndrome de 0101 ou 4 + 1 = 5. Pelo projeto do esquema, isso significa que o quinto bit está com erro. A inversão do bit incorreto (que pode ser um bit de verificação ou de dados) e o descarte dos bits de verificação geram a mensagem correta de um ASCII ‘A’.

As distâncias de Hamming são valiosas para entender os códigos de bloco, e os códigos de Hamming são usados na memória de correção de erro. Contudo, a maioria das redes usa códigos mais fortes. O segundo código que veremos é um código de convolução. Este é o único que veremos que não é um código de bloco. Em um código de convolução, um codificador processa uma sequência de bits de entrada e gera uma sequência de bits de saída. Não existe tamanho de mensagem ou limite de codificação natural, como em um código de bloco. A saída depende dos bits de entrada atual e anterior. Ou seja, o codificador tem memória. O número de bits anteriores do qual a saída depende é chamado comprimento de restrição do código. Os códigos de convolução são especificados em termos de sua taxa e comprimento de restrição.

Os códigos de convolução são muito usados em redes implantadas, por exemplo, como parte do sistema de telefonia móvel GSM, em comunicações por satélite e nas redes 802.11. Como exemplo, um código de convolução popular aparece na Figura 3.7. Esse código é conhecido como código de convolução da NASA, com r = 1/2 e k = 7, pois ele foi usado inicialmente para as missões espaciais Voyager, a partir de 1977. Desde então, ele tem sido bastante reutilizado, por exemplo, como parte do padrão 802.11.

Na Figura 3.7, cada bit de entrada no lado esquerdo produz dois bits de saída no lado direito, os quais são somas de operações XOR entre a entrada e o estado interno. Por lidar com bits e realizar operações lineares, esse é um código de convolução binário, linear. Como 1 bit de entrada produz 2 bits de saída, o código é 1/2. Ele não é sistemático, pois nenhum dos bits de saída é simplesmente o bit de entrada.

O estado interno é mantido em seis registradores de memória. Toda vez que outro bit é inserido, os valores nos registradores são deslocados para a direita. Por exemplo, se 111 for inserido e o estado inicial contiver zeros, o estado interno, escrito da esquerda para a direita, se tornará 100000, 110000 e 111000 após o primeiro, o segundo e o terceiro bits ser inseridos. Os bits de saída serão 11, seguidos por 10 e, depois, 01. São necessários sete deslocamentos para esvaziar uma entrada completamente, de modo

Figura 3.6 | Exemplo de um código de Hamming (11,7) corrigindo um erro de único bit.

Figura 3.7 | O código de convolução binário da NASA usado no padrão 802.11.

que ela não afete a saída. O comprimento da restrição desse código é, portanto, k = 7.

Um código de convolução é decodificado encontrando-se a sequência de bits de entrada que tem maior probabilidade de ter produzido a sequência observada de bits de saída (que inclui quaisquer erros). Para valores pequenos de k, isso é feito com um algoritmo bastante usado, desenvolvido por Viterbi (Forney, 1973). O algoritmo percorre a sequência observada, mantendo para cada etapa e para cada estado interno possível a sequência de entrada que teria produzido a sequência observada com o mínimo de erros. A sequência de entrada que exige o mínimo de erros no final é a mensagem mais provável.

Os códigos de convolução têm sido populares na prática porque é fácil fatorar a incerteza de um bit sendo 0 ou 1 na decodificação. Por exemplo, supondo que –1V seja o nível lógico 0 e +1V seja o nível lógico 1, poderíamos receber 0,9V e –0,1V para 2 bits. Em vez de mapear esses sinais como 1 e 0 imediatamente, gostaríamos de tratar 0,9V como “provavelmente 1” e –0,1V como “talvez 0” e corrigir a sequência como um todo. As extensões do algoritmo de Viterbi podem trabalhar com essas incertezas para oferecer uma correção de erro mais forte. Essa técnica de trabalho com a incerteza de um bit é chamada decodificação de decisão soft. Por outro lado, a tarefa de decidir se cada bit é 0 ou 1 antes da correção de erro subsequente é chamada decodificação de decisãohard.

O terceiro tipo de código de correção de erro que descreveremos é o código de Reed-Solomon. Assim como os códigos de Hamming, os de Reed-Solomon são códigos de bloco lineares, e eles normalmente também são sistemáticos. Diferentemente dos códigos de Hamming, que operam sobre bits individuais, os códigos de Reed-Solomon operam sobre m símbolos de bit. Naturalmente, a matemática é mais complicada, de modo que descreveremos sua operação por analogia.

Os códigos de Reed-Solomon são baseados no fato de que cada polinômio de grau n é determinado unicamen te por n + 1 pontos. Por exemplo, uma linha que tem a forma ax + b é determinada por dois pontos. Os pontos extras na mesma linha são redundantes, o que é útil para a correção de erro. Imagine que temos dois pontos de dados que representam uma linha e enviamos esses dois pontos de dados mais dois pontos de verificação escolhidos para que se encontrem na mesma linha. Se um dos pontos for recebido com erro, ainda podemos recuperar os pontos de dados passando uma linha pelos pontos recebidos. Três dos pontos estarão na linha e um ponto, aquele com erro, não estará. Encontrando a linha, corrigiremos o erro.

Os códigos de Reed-Solomon na realidade são definidos como polinômios que operam por campos finitos, mas funcionam de uma maneira semelhante. Para símbolos de m bits, as palavras de código possuem 2m – 1 símbolos de comprimento. Uma escolha popular é tornar m = 8, de modo que os símbolos são bytes. Uma palavra de código tem, então, 255 bytes de comprimento. O código (255, 233) é bastante utilizado; ele acrescenta 32 símbolos redundantes a 233 símbolos de dados. A decodificação com correção de erro é feita com um algoritmo desenvolvido por Berlekamp e Massey, que pode realizar com eficiência a tarefa de ajuste para códigos de tamanho moderado (Massey, 1969).

Os códigos de Reed-Solomon são bastante utilizados na prática, em virtude de suas fortes propriedades de correção de erro, particularmente para erros em rajada. Eles são usados para DSL, dados sobre cabo, comunicações por satélite e talvez de forma mais ubíqua em CDs, DVDs e discos Blu-ray. Por serem baseados em símbolos de m bits, um erro de único bit e um erro em rajada de m bits são tratados simplesmente como um erro de símbolo. Quando 2t símbolos redundantes são somados, um código de Reed-Solomon é capaz de corrigir até t erros em qualquer um dos símbolos transmitidos. Isso significa, por exemplo, que o código (255, 233), que tem 32 símbolos redundantes, pode corrigir até 16 erros de símbolo. Como os símbolos podem ser consecutivos e ter 8 bits cada um, uma rajada de erros de até 128 bits pode ser corrigida. A situação é ainda melhor se o modelo de erro for de apagamento (por exemplo, um arranhão em um CD que destrói alguns símbolos). Nesse caso, até 2t erros podem ser corrigidos.

Os códigos de Reed-Solomon normalmente são usados em combinação com outros códigos, como um código de convolução. O pensamento é o seguinte: os códigos de convolução são eficazes no tratamento de erros de bit isolados, mas eles falharão, provavelmente com uma rajada de erros, se houver muitos erros no fluxo de bits recebido. Acrescentando um código Reed-Solomon dentro do código de convolução, a decodificação Reed-Solomon pode liquidar as rajadas de erros, uma tarefa na qual ele é muito bom. O código completo, então, oferece boa proteção contra erros simples e em rajada.

O último código de correção de erros que analisaremos é o de verificação de paridade com baixa densidade, ou LDPC(Low-DensityParityCheck). Os códigos LDPC são códigos de bloco lineares que foram inventados por Robert Gallagher em sua tese de doutorado (Gallagher, 1962). Assim como na maioria das teses, eles foram prontamente

esquecidos, para ser reinventados apenas em 1995, quando os avanços no poder de computação os tornaram viáveis.

Em um código LDPC, cada bit de saída é formado a partir de apenas uma fração dos bits de entrada. Isso leva a uma representação de matriz do código, que tem uma baixa densidade de 1s, daí o nome para o código. As palavras de código recebidas são decodificadas com um algoritmo de aproximação que melhora interativamente com um melhor ajuste dos dados recebidos a uma palavra de código válida. Isso corrige erros.

Códigos LDPC são úteis para grandes tamanhos de bloco e possuem excelentes capacidades de correção de erro que, na prática, superam muitos outros códigos (incluindo aqueles que já examinamos). Por esse motivo, eles estão sendo rapidamente incluídos em novos protocolos. Eles fazem parte do padrão para difusão de vídeo digital, 10 Gbps Ethernet, redes de linha de energia e a versão mais recente do 802.11. Você deverá ver muito mais deles nas redes do futuro.

3.2.2 CÓDIGOS DE DETECÇÃO DE ERROS

Os códigos de correção de erros são extensamente utilizados em enlaces sem fios, conhecidos por ser ruidosos e propensos a erros em comparação à fiação de cobre ou à fibra óptica. Sem códigos de correção de erros, seria difícil conseguir algo. Porém, usando-se fio de cobre ou fibra de alta qualidade, a taxa de erros é muito mais baixa e, assim, a detecção de erros e a retransmissão em geral são mais eficientes para lidar com o erro ocasional.

Examinaremos três códigos de detecção de erros. Todos eles são códigos de bloco lineares e sistemáticos:

1. paridade;

2. checksums;

3. verificações de redundância cíclica (CRCs).

Para ver como eles podem ser mais eficientes do que os códigos de correção de erros, considere o primeiro código de detecção de erros, em que um único bit de paridade é acrescentado aos dados. O bit de paridade é escolhido de modo que o número de bits 1 na palavra de código seja par (ou ímpar). Fazer isso é equivalente a calcular o bit de paridade (par) como a soma de módulo 2 ou a operação XOR dos bits de dados. Por exemplo, quando 1011010 é enviado na paridade par, um bit é acrescentado ao final, para torná-lo 10110100. Com a paridade ímpar, 1011010 torna-se 10110101. Um código com um único bit de paridade tem uma distância de 2, pois qualquer erro de único bit produz uma palavra de código com a paridade errada. Isso significa que ele pode detectar erros de único bit.

Considere um canal no qual os erros são isolados e a taxa de erros é de 10^-6 por bit. Essa pode parecer uma taxa de erro pequena, mas é no mínimo uma taxa justa para um cabo longo que esteja desafiando a detecção de erros. Os enlaces de LAN comuns oferecem taxas de erro de bit de 10^-10. Defina o tamanho do bloco como 1.000 bits. Para proporcionar a correção de erros de blocos de 1.000 bits, sabemos, pela Equação 3.1, que são necessários 10 bits de verificação. Assim, um megabit de dados necessitaria de 10.000 bits de verificação. Para simplesmente detectar um bloco com um único erro de 1 bit, um bit de paridade por bloco seria suficiente. A cada 1.000 blocos, será descoberto que um bloco possui erro e um bloco extra (1.001 bits) terá de ser transmitido para reparar o erro. O overhead total para o método de detecção de erros e retransmissão é de apenas 2.001 bits por megabit de dados, contra 10.000 bits para um código de Hamming.

Uma dificuldade com esse esquema é que um único bit de paridade só pode detectar, de maneira confiável, um erro de único bit no bloco. Se o bloco tiver um erro em rajada longo, a probabilidade de que o erro seja detectado é de apenas 0,5, o que não é muito aceitável. As disparidades poderão ser consideravelmente melhoradas se cada bloco for enviado como uma matriz retangular com n bits de largura e k bits de altura. Agora, se calcularmos e enviarmos um bit de paridade para cada linha, até k erros de bit serão confiantemente detectados, desde que haja no máximo um erro por linha.

Contudo, há outra coisa que podemos fazer que oferece melhor proteção contra erros em rajada: podemos calcular os bits de paridade sobre os dados em uma ordem diferente daquela em que os bits de dados são transmitidos. Isso é chamado de entrelaçamento. Nesse caso, calcularemos um bit de paridade para cada uma das n colunas e enviaremos todos os bits de dados como k linhas, enviando as linhas de cima para baixo e os bits em cada linha da esquerda para a direita, da maneira normal. Na última linha, enviamos os n bits de paridade. Essa ordem de transmissão pode ser vista na Figura 3.8 para n = 7 e k = 7.

O entrelaçamento é uma técnica geral para converter um código que detecta (ou corrige) erros isolados em um código que detecta (ou corrige) erros em rajada. Na Figura 3.8, quando ocorre um erro em rajada de tamanho n = 7, os bits que contêm erro estão espalhados por diferentes colunas. (Um erro em rajada não implica que todos os bits estejam errados, mas sim que pelo menos o primeiro e o último estão. Na Figura 3.8, 4 bits foram invertidos por uma faixa de 7 bits.) No máximo 1 bit em cada uma das n colunas será afetado, de modo que os bits de paridade nessas colunas detectarão o erro. Esse método usa n bits de paridade sobre blocos de kn bits de dados para detectar um único erro em rajada de comprimento n ou menor.

Contudo, uma rajada de comprimento n + 1 passará sem ser detectada se o primeiro e o último bits forem invertidos e todos os outros bits estiverem corretos. Se o bloco estiver bastante alterado por uma extensa rajada ou por várias rajadas mais curtas, a probabilidade de que qualquer

Figura 3.8 | Entrelaçamento de bits de paridade para detectar um erro em rajada.

uma das n colunas tenha a paridade correta por acidente é 0,5, de modo que a probabilidade de um bloco com problema ser aceito quando não deveria é de 2^-n.

O segundo tipo de código de correção de erro, o checksum, está bastante relacionado aos grupos de bits de paridade. O termo “checksum” normalmente é usado para indicar um grupo de bits de verificação associados a uma mensagem, independentemente de como são calculados. Um grupo de bits de paridade é um exemplo de checksum. Contudo, existem outros checksums, mais robustos, baseados na soma acumulada dos bits de dados da mensagem. O checksum normalmente é colocado no final da mensagem, como complemento da função de soma. Desse modo, os erros podem ser detectados somando a palavra inteira de código recebida, tanto bits de dados quanto a soma de verificação. Se o resultado for zero, nenhum erro foi detectado.

Um exemplo de checksum é a soma de verificação de 16 bits da Internet usada em todos os pacotes da rede como parte do protocolo IP (Braden et al., 1988). Esse checksum é uma soma dos bits da mensagem dividida por palavras de 16 bits. Como esse método opera sobre palavras, em vez de bits, assim como na paridade, os erros que deixam a paridade inalterada ainda podem alte rar a soma e ser detectados. Por exemplo, se o bit de mais baixa ordem em duas palavras for invertido de 0 para 1, uma verificação de paridade entre esses bits deixaria de detectar um erro. Contudo, dois 1s serão acrescentados ao checksum de 16 bits para produzir um resultado diferente. O erro pode, então, ser detectado.

O checksum da Internet é calculado com a aritmética de complemento de um, em vez da soma de módulo 2¹⁶. Na aritmética de complemento de um, um número negativo é o complemento bit a bit de seu correspondente positivo. Os computadores modernos trabalham na aritmética de complemento de dois, em que um número negativo é o complemento de um mais um. Em um computador com complemento de dois, a soma no complemento de um é equivalente a apanhar o total em módulo 2¹⁶ e somar qualquer overflow dos bits de alta ordem aos de baixa ordem. Esse algoritmo oferece uma cobertura mais uniforme dos dados pelos bits do checksum. De outra forma, dois bits de alta ordem podem ser somados, gerar overflow e ser perdidos sem alterar o total. Também existe outro benefício. O complemento de um tem duas representações de zero, todos os bits 0 e todos os bits 1. Isso permite um valor (por exemplo, todos os bits 0) para indicar que não há um checksum, sem a necessidade de outro campo.

Ao longo de décadas, sempre foi considerado que os quadros a ser somados para verificação contêm bits aleatórios. Todas as análises dos algoritmos de checksum têm sido feitas sob essa hipótese. A inspeção de dados reais por Partridge et al. (1995) mostrou que essa suposição é bastante errada. Como consequência, os erros não detectados são, em alguns casos, muito mais comuns do que se havia imaginado.

O checksum da Internet em particular é eficiente e simples, mas oferece uma proteção fraca em alguns casos, exatamente porque essa é uma soma simples. Ele não detecta a exclusão ou o acréscimo de dados zero, nem a troca de partes da mensagem, e oferece pouca proteção contra pedaços da mensagem em que partes de dois pacotes são reunidas. A ocorrência desses erros pode parecer improvável por processos aleatórios, mas eles são simplesmente o tipo de erro que pode ocorrer com um hardware defeituoso.

Uma escolha melhor é o checksum de Fletcher (Fletcher, 1982). Ele inclui um componente posicional, somando o produto dos dados e sua posição à soma acumulada. Isso oferece melhor detecção das mudanças na posição dos dados.

Embora os dois esquemas anteriores às vezes possam ser adequados em camadas superiores, na prática, um terceiro tipo mais forte de código de detecção de erro tem o uso generalizado na camada de enlace: é o código de redundância cíclica, ou CRC (Cyclic Redundancy Check), também conhecido como código polinomial. Os códigos polinomiais são baseados no tratamento de sequências de bits como representações de polinômios com coeficientes de 0 e 1 apenas. Um quadro de k bits é considerado como a lista de coeficientes para um polinômio com k termos, variando de xk⁻¹ a x⁰. Dizemos que tal polinômio é de grau k – 1. O bit de alta ordem (mais à esquerda) é o coeficiente de xk^–1, o próximo bit é o coeficiente de xk^–2, e assim por diante. Por exemplo, 110001 tem 6 bits e, portanto, representa um polinômio de seis termos com coeficientes 1, 1, 0, 0, 0 e 1: 1x⁵ + 1x⁴ + 0x³ + 0x² + 0x¹ + 1x⁰.

A aritmética de polinômios é feita em módulo 2, de acordo com as regras da teoria algébrica. Ela não tem ‘vai uns’ para a adição ou empréstimos para a subtração. Tanto a adição quanto a subtração são idênticos ao XOR. Por exemplo:

10011011	00110011	11110000	01010101
+ 11001010	+ 11001101	− 10100110	− 10101111
01010001	11111110	01010110	11111010

A divisão longa é efetuada do mesmo modo que em binário, exceto pelo fato de a subtração ser de módulo 2, como mostramos anteriormente. Diz-se que um divi sor ‘cabe em’ um dividendo se o dividendo tem a mesma quantidade de bits do divisor.

Quando o método do código polinomial é empregado, o transmissor e o receptor devem concordar em relação a um polinômio gerador, G(x), antecipadamente. Tanto o bit de mais alta ordem quanto o de mais baixa ordem do polinômio gerador devem ser iguais a 1. Para calcular o CRC de um quadro com m bits, que corresponde ao polinômio M(x), o quadro deve ter mais bits do que o polinômio gerador. A ideia é acrescentar um CRC ao final do quadro, de forma que o polinômio representado pelo quadro verificado pela soma seja divisível por G(x). Quando obtiver o quadro verificado, o receptor tentará dividi-lo por G(x). A existência de resto indica que houve um erro de transmissão.

O algoritmo para calcular o CRC é o seguinte:

1. Seja r o grau de G(x). Acrescente r bits zero à extremidade de baixa ordem do quadro, de modo que ele passe a conter m + r bits e corresponda ao polinômio xrM(x).

2. Divida a string de bits correspondente a G(x) pela string de bits correspondente a xrM(x) utilizando a divisão de módulo 2.

3. Subtraia o resto (que tem sempre r ou menos bits) da string de bits correspondente a xrM(x) utilizando a subtração de módulo 2. O resultado é o quadro verificado pela soma que deverá ser transmitido. Chame o polinômio de T(x).

A Figura 3.9 ilustra o cálculo referente a um quadro 1101011111, usando o gerador G(x) = x⁴+x+1.

Deve ficar claro que T(x) é divisível (em módulo 2) por G(x). Em qualquer problema de divisão, se você subtrair o resto do dividendo, o resultado será divisível pelo divisor. Por exemplo, na base 10, se você dividir 210.278 por 10.941, o resto será 2.399. Subtraindo-se 2.399 de 210.278, o resultado final (207.879) será divisível por 10.941.

Agora vamos analisar o poder desse método. Que tipo de erro será detectado? Imagine que ocorra um erro de transmissão de forma que, em lugar de chegar a sequência de bits correspondente a T(x), seja recebida a soma T(x) + E(x). Cada bit 1 em E(x) corresponde a um bit que foi invertido. Se houver k bits 1 em E(x), isso significa que ocorreram k erros de bits simples. Um único erro em rajada é caracterizado por um bit 1 inicial, uma mistura de bits 0 e 1 e um bit 1 final, sendo todos os outros bits iguais a 0.

Ao receber o quadro com o checksum, o receptor o divide por G(x); ou seja, ele calcula [T(x) + E(x)]/G(x). T(x)/G(x) é igual a 0; portanto, o resultado do cálculo é simplesmente E(x)/G(x). Os erros que corresponderem a polinômios contendo G(x) como fator serão simplesmente ignorados; todos os outros serão descobertos.

Se houver ocorrido um erro de único bit, E(x) = x i, onde i determina o bit incorreto. Se contiver dois ou mais termos, G(x) nunca dividirá E(x); portanto, todos os erros de único bit serão detectados.

Se tiverem ocorrido dois erros isolados de único bit,E(x) = x i + x j, onde i > j. Como alternativa, esse cálculo

Figura 3.9 | Exemplo de cálculo do CRC.

pode ser representado como E(x) = xj(xi^–j + 1). Se considerarmos que G(x) não é divisível por x, uma condição suficiente para todos os erros duplos serem detectados é que G(x) não divida xk + 1 para qualquer k até o valor máximo de i – j (isto é, até o comprimento máximo do quadro). São conhecidos polinômios simples, de grau baixo, que protegem quadros longos. Por exemplo, x¹⁵ + x¹⁴ + 1 não dividirá xk + 1 para qualquer valor de k abaixo de 32.768.

Se houver um número ímpar de bits com erros, E(x) conterá um número ímpar de termos (por exemplo, x⁵ + x² + 1, mas não x² + 1). É interessante observar que nenhum polinômio com um número ímpar de termos tem x + 1 como fator no sistema de módulo 2. Ao tornar x + 1 um fator de G(x), podemos detectar todos os erros que consistem em um número ímpar de bits invertidos.

Por último, e muito importante, um código polinomial com r bits de verificação detectará todos os erros em rajada que tiverem um tamanho ≤ r. Um erro em rajada de tamanho k pode ser representado por xi(xk ^–1 + ... + 1), onde i determina a distância entre a rajada e a extremidade direita do quadro recebido. Se contiver um termo x⁰, G(x) não terá xi como fator; portanto, se o grau da expressão entre parênteses for menor que o grau de G(x), o resto nunca poderá ser igual a zero.

Se o tamanho da rajada for r + 1, o restante da divisão por G(x) será zero se, e somente se, a rajada for idênti ca a G(x). Por definição de rajada, o primeiro e o último bits devem ser iguais a 1; assim, a correspondência entre os valores dependerá dos r – 1 bits intermediários. Se todas as combinações forem consideradas igualmente prováveis, a probabilidade de esse quadro incorreto ser aceito como válido será de ½r^–1.

Também podemos mostrar que, ao ocorrer um erro em rajada com mais de r + 1 bits ou forem registradas várias rajadas mais curtas, a probabilidade de um quadro defeituoso passar despercebido poderá ser igual a ½r, supondo-se que todos os padrões de bits sejam igualmente prováveis.

Certos polinômios se tornaram padrões internacionais. O que é utilizado no IEEE 802 acompanhou o exemplo da Ethernet e é:

x ³² + x ²⁶+ x ²³+ x ²²+ x ¹⁶+ x ¹²+ x ¹¹+ x ¹⁰+ x ⁸+ x ⁷+ x ⁵+ x ⁴

+ x ²+ x ¹+ 1

Entre outras características interessantes, ele tem a propriedade de detectar todas as rajadas de comprimento 32 ou menores e todas as rajadas que afetam um número ímpar de bits. Ele tem sido muito usado desde a década de 1980. Contudo, isso não significa que seja a melhor escolha. Usando uma busca computacional completa, Castagnoli et al. (1993) e Koopman (2002) encontraram os melhores CRCs. Esses CRCs têm uma distância de Hamming de 6 para os tamanhos de mensagem típicos, enquanto o padrão do IEEE CRC-32 tem uma distância de Hamming de apenas 4.

Apesar de o cálculo necessário para computar o checksum poder parecer complicado, Peterson e Brown (1961) mostraram que é possível criar um simples circuito shift register (registrador de deslocamento) para calcular e conferir os CRCs no hardware. Na prática, esse hardware quase sempre é utilizado. Dezenas de padrões de rede compreendem diversos CRCs, incluindo praticamente todas as LANs (por exemplo, Ethernet, 802.11) e enlaces ponto a ponto (por exemplo, pacotes sobre SONET).

3.3 PROTOCOLOS BÁSICOS DE ENLACE DE DADOS

Como uma introdução ao estudo dos protocolos, vamos começar examinando três protocolos com graus de complexidade crescentes. Para os leitores interessados, há um simulador disponível para esses e outros protocolos na Web (veja o Prefácio). Antes de examinarmos os protocolos, é útil esclarecer algumas das suposições nas quais se baseia o modelo de comunicação.

Para começar, supomos que, na camada física, na camada de enlace de dados e na camada de rede existem processos independentes que se comunicam pelo envio de mensagens. Uma implementação comum aparece na Figura 3.10. O processo da camada física e parte do processo da camada de enlace de dados funcionam em hardware dedicado, chamado placa de interface de rede, ou NIC (Network Interface Card). O restante do processo da camada de enlace e o processo da camada de rede atuam sobre a CPU principal como parte do sistema operacional, com o software para o processo da camada de enlace normalmente tomando a forma de um driver de dispositivo. No entanto, outras implementações também são possíveis (por exemplo, três processos transferidos para um hardware dedicado, chamado acelerador de rede, ou três processos rodando na CPU principal a uma razão definida pelo software). Na realidade, a implementação preferida muda de uma década para a outra, com as mudanças de tecnologia. De qualquer forma, tratar as três camadas como processos separados torna a discussão conceitualmente mais clara e também enfatiza a independência das camadas.

Figura 3.10 | Implementação das camadas física, de enlace de dados e de rede.

Outra suposição de extrema importância é de que a máquina A deseja enviar um longo fluxo de dados à máquina B utilizando um serviço confiável e orientado a conexões. Mais adiante, consideraremos a situação em que B também deseja enviar dados a A simultaneamente. Supõe-se que A tenha um suprimento infinito de dados prontos para ser enviados, e nunca terá de esperar até que eles sejam produzidos. Quando a camada de dados de A solicitar dados, a camada de rede sempre será capaz de obedecer de imediato. (Mais adiante essa restrição também será superada.)

Também supomos que as máquinas não sofrerão panes. Isto é, esses protocolos lidam com erros de comunicação, mas não com os problemas causados por computadores que sofrem panes e são reiniciados.

No que se refere à camada de enlace de dados, o pacote repassado a ela pela camada de rede através da interface consiste em dados puros, em que cada bit deve ser entregue à camada de rede de destino. O fato de a camada de rede de destino interpretar parte do pacote como um cabeçalho não tem nenhum interesse para a camada de enlace de dados.

Quando a camada de enlace de dados aceita um pacote, ela o encapsula em um quadro, acrescentando-lhe um cabeçalho e um final de enlace de dados (veja a Figura 3.1). Portanto, um quadro consiste em um pacote incorporado em algumas informações de controle (no cabeçalho) e em um checksum (no final). Em seguida, o quadro é transmitido à camada de enlace de dados da outra máquina. Presumiremos que existem funções de biblioteca adequadas, to_physical_layer para enviar um quadro e from_physical_layer para receber um quadro. Essas funções calculam ou acrescentam o checksum (o que normalmente é feito no hardware), de forma que os protocolos que desenvolvemos nesta seção não precisam se preocupar com isso. Por exemplo, eles poderiam usar o algoritmo de CRC discutido na seção anterior.

Inicialmente, o receptor nada tem a fazer. Ele apenas fica à espera de que algo aconteça. Nos exemplos de protocolos apresentados neste capítulo, indicaremos que a camada de enlace de dados está esperando que algo aconteça por meio da chamada da função wait_for_event(&event). Essa função só retorna quando acontece algo (por exemplo, quando chega um quadro). Ao retornar, a variável event informa o que aconteceu. O conjunto de eventos possíveis é diferente para os diversos protocolos a ser descritos e será definido separadamente para cada protocolo. Observe que, em uma situação mais realista, a camada de enlace de dados não ficará em um loop estrito à espera de um evento, como sugerimos, mas receberá uma interrupção, o que a fará interromper o que quer que esteja fazendo para manipular o quadro recebido. Apesar disso, por simplicidade, ignoraremos todos os detalhes de atividades paralelas na camada de enlace de dados, e presumiremos que ela se dedica em tempo integral apenas ao tratamento do nosso canal.

Quando um quadro chega ao receptor, o checksum é recalculado. Se o checksum no quadro estiver incorreto (ou seja, se houve um erro de transmissão), a camada de enlace de dados será informada (event = cksum_err). Se o quadro recebido tiver chegado intacto, a camada de enlace de dados também será informada (event = frame_arrival), para que ela possa receber o quadro para inspeção usando from_physical_layer. Assim que recebe um quadro sem danos, a camada de enlace de dados verifica as informações de controle contidas no cabeçalho e, se tudo estiver correto, repassa a porção do pacote à camada de rede. Em nenhuma circunstância o cabeçalho do quadro será entregue à camada de rede.

Há uma boa razão para que a camada de rede nunca receba nenhuma parte do cabeçalho do quadro: manter os protocolos de rede e de enlace de dados completamente separados. Desde que a camada de rede não saiba absolutamente nada sobre o protocolo de enlace de dados ou sobre o formato do quadro, esses itens poderão ser alterados sem exigir mudanças no software da camada de rede. Isso acontece sempre que uma nova NIC é instalada em um computador. A utilização de uma interface rígida entre a camada de rede e a de enlace de dados simplifica bastante o projeto do software, pois os protocolos de comunicação das diferentes camadas podem evoluir de forma independente.

O Quadro 3.1 mostra algumas declarações (na linguagem C) comuns a muitos dos protocolos que serão discutidos mais adiante. Cinco estruturas de dados são definidas nesse quadro: boolean, seq_nr, packet, frame_kind e frame. Um boolean é do tipo enumerado e pode assumir os valores verdadeiro (true) e falso (false). Um seq_nr é um inteiro pequeno usado para numerar os quadros, para facilitar sua distinção. Esses números de sequência variam de 0 até MAX_SEQ (inclusive), que representa um limite a ser definido, quando necessário, para cada protocolo. Um packet é a unidade de informação trocada entre as camadas de rede e de enlace de dados da mesma máquina, ou entre pares da camada de rede. Em nosso modelo, ele sempre contém MAX_PKT bytes; no entanto, de modo mais realista, ele teria comprimento variável.

Um quadro é composto de quatro campos: kind, seq, ack e info; os três primeiros contêm informações de controle, e o último pode conter os dados reais a ser transferidos. Esses campos de controle são chamados coletivamente cabeçalho doquadro.

O campo kind indica se há dados no quadro, pois alguns protocolos distinguem quadros que contêm exclusivamente informações de controle daqueles que armazenam dados além dessas informações. Os campos seq e ack são usados para números de sequência e confirmações, respectivamente; seu uso será descrito detalhadamente mais adiante. O campo info de um quadro de dados contém um único pacote; o campo info de um quadro de controle não é usado. Uma implementação mais realista utilizaria um

Quadro 3.1 | Algumas definições utilizadas nos protocolos apresentados a seguir. Essas definições estão armazenadas no arquivo protocol.h.

campo info de comprimento variável; nos quadros de controle, esse campo seria completamente omitido.

Novamente, é importante compreender o relacionamento entre um pacote e um quadro. A camada de rede cria um pacote tomando uma mensagem da camada de transporte e acrescentando a ela o cabeçalho da camada de rede. Esse pacote é repassado à camada de enlace de dados para inclusão no campo info de um quadro que esteja sendo enviado. Quando o quadro chega ao destino, a camada de enlace de dados extrai o pacote do quadro e o envia à camada

de rede. Dessa forma, a camada de rede pode atuar como se as máquinas pudessem trocar pacotes diretamente.

No Quadro 3.1 também estão listadas diversas funções. Essas funções são rotinas de biblioteca cujos detalhes são dependentes da implementação e cujo funcionamento interno não será discutido aqui. A função wait_for_event permanece à espera de que algo aconteça, como mencionamos anteriormente. As funções to_network_layer e from_network_layer são usadas pela camada de enlace de dados para enviar pacotes à camada de rede e aceitar pacotes dessa camada, respectivamente. Observe que from_physical_layer e to_physical_layer repassam quadros entre a camada de enlace de dados e a camada física. Em outras palavras, to_network_layer e from_network_layer lidam com a interface entre as camadas 2 e 3, enquanto from_physical_layer e to_physical_layer lidam com a interface entre as camadas 1 e 2.

Na maioria dos protocolos, supomos o uso de um canal não confiável que perde quadros inteiros ocasionalmente. Para se recuperar dessas calamidades, sempre que envia um quadro, a camada de enlace de dados transmissora tem de inicializar um timer ou timer interno. Se nenhuma confirmação tiver sido recebida dentro de um intervalo predeterminado, o timer expirará por timeout e a camada de enlace de dados receberá um sinal de interrupção.

Em nossos protocolos, isso é tratado permitindo-se à função wait_for_event retornar event = timeout. As funções start_timer e stop_timer ativam e desativam o timer, respectivamente. Os timeouts só são possíveis quando o timer está funcionando e antes que stop_timer seja chamado. É explicitamente permitido chamar start_timer enquanto o timer está funcionando; esse tipo de chamada simplesmente reinicializa o timer para provocar o próximo timeout, depois de decorrer um intervalo do timer (a menos que ele seja reiniciado ou desativado durante esse intervalo).

As funções start_ack_timer e stop_ack_timer controlam um timer auxiliar cuja finalidade é gerar confirmações sob determinadas condições.

As funções enable_network_layer e disable_network_layer são usadas nos protocolos mais sofisticados, para os quais não mais supomos que a camada de rede sempre terá pacotes a ser enviados. Quando a camada de enlace de da dos habilita a camada de rede, esta passa a ter permissão para causar uma interrupção sempre que tiver um pacote para enviar. Isso é indicado por event = network_layer_ready. Quando a camada de rede está inativa, ela não pode causar tais eventos. Definindo com cuidado os momentos em que ativa e desativa a camada de rede, a camada de enlace de dados pode impedir que a camada de rede acabe ficando sobrecarregada com pacotes para os quais não dispõe de espaço no buffer.

Os números de sequência dos quadros estão sempre na faixa de 0 a MAX_SEQ (inclusive), onde MAX_SEQ tem um valor diferente para os diversos protocolos. Com frequência, é necessário aumentar um número de sequência em uma unidade, de forma circular (isto é, MAX_SEQ é seguido por 0). A macro inc cuida desse incremento. Ela é definida como uma macro porque é usada em linha no caminho crítico. Como veremos adiante, com frequência o processamento de protocolos é o fator que limita o desempenho da rede; portanto, a definição de operações simples como macros não afeta a legibilidade do código, mas melhora o desempenho.

As declarações do Quadro 3.1 fazem parte de cada um dos protocolos brevemente apresentados a seguir. Para economizar espaço e facilitar a consulta, essas declarações foram extraídas dos protocolos e são apresentadas juntas, mas conceitualmente elas devem estar integradas aos protocolos. Na linguagem C, essa integração é feita inserindo-se as definições em um arquivo de cabeçalho especial, neste caso protocol.h, e utilizando-se o recurso #include do pré-processador C, que inclui essas definições nos arquivos de protocolo.

3.3.1 UM PROTOCOLO SIMPLEX SEM RESTRIÇÕES

Como primeiro exemplo, consideraremos o protocolo mais simples possível, pois não se preocupa com a possibilidade de algo sair errado. Os dados são transmitidos em apenas um sentido. As camadas de rede do transmissor e do receptor estão sempre prontas. O tempo de processamento pode ser ignorado. O espaço disponível em buffer é infinito. E o melhor de tudo é que o canal de comunicação entre as camadas de enlace de dados nunca é danificado nem perde quadros. Esse protocolo absolutamente imaginário, que denominaremos “utopia”, é mostrado no Quadro 3.2.

O protocolo consiste em dois procedimentos distintos, um que envia informações e outro que as recebe. O procedimento no transmissor é executado na camada de enlace de dados da máquina de origem, e no receptor é executado na camada de enlace de dados da máquina de destino. Não são usados números de sequência ou de confirmação; portanto, MAX_SEQ não é necessário. O único tipo de evento possível é frame_arrival (ou seja, a chegada de um quadro não danificado).

No transmissor há um loop while infinito que envia os dados o mais rápido possível. O corpo do loop é formado por três ações: buscar um pacote da (sempre prestativa) camada de rede, criar um quadro utilizando a variável s e transmitir o quadro ao destino. Apenas o campo info do quadro é usado por esse protocolo, pois os outros campos se referem ao controle de fluxo e de erros e, nesse caso, não há erros nem restrições de controle de fluxo.

O receptor é igualmente simples. No início, ele espera que algo aconteça, e a única possibilidade é a chegada de um quadro não danificado. Finalmente, o quadro chega e a função wait_for_event retorna, com event definido como frame_arrival (o que, de qualquer forma, é ignorado). A chamada from_physical_layer remove o quadro recém-chegado do buffer do hardware e o coloca na variável r, onde o código

receptor poderá buscá-lo quando necessário. Por fim, a parte referente aos dados é repassada à camada de rede, e a camada de enlace de dados volta a esperar pelo próximo quadro, ficando efetivamente em suspenso até a chegada do quadro.

O protocolo sem restrições é imaginário porque não trata nem do controle de fluxo nem da correção de erro. Seu processamento é próximo ao de um serviço não confirmado não orientado a conexões, que conta com as camadas mais altas para resolver esses problemas, embora até mesmo um serviço desse tipo realize alguma detecção de erros.

3.3.2 UM PROTOCOLO SIMPLEX STOP-AND-WAIT EM UM CANAL LIVRE DE ERROS

Agora, trataremos do problema de impedir que o transmissor sobrecarregue o receptor com quadros mais rapidamente do que ele conseguirá processá-los. Essa situação pode facilmente acontecer na prática, de modo que é muito importante poder impedi-la. No entanto, continuamos supondo que o canal de comunicação não apresenta erros e que o tráfego de dados ainda é do tipo simplex.

Quadro 3.2 | Um protocolo simplex sem restrições.

Uma solução é montar o receptor para que seja poderoso o bastante para processar um fluxo contínuo de quadros de ponta a ponta (ou, de modo equivalente, definir a camada de enlace para que seja lenta o bastante para que o receptor possa acompanhar). Ela deverá ter buffer e capacidade de processamento suficientes para atuar na velocidade da linha e deve ser capaz de passar os quadros recebidos à camada de rede com rapidez suficiente. Porém, essa é uma solução no pior dos casos. Ela exige hardware dedicado e pode desperdiçar recursos se a utilização do enlace for quase sempre baixa. Além do mais, ela apenas passa o problema de lidar com um emissor muito rápido para outro lugar; nesse caso, para a camada de rede.

Uma solução mais geral para esse problema é fazer com que o receptor ofereça feedback ao transmissor. Depois de enviar um pacote à sua camada de rede, o receptor envia

um pequeno quadro fictício de volta ao transmissor, permitindo a transmissão do próximo quadro. Após o envio de um quadro, o protocolo exige que o transmissor espere sua vez, até a chegada de um pequeno quadro fictício (isto é, de confirmação). Esse atraso é um exemplo simples de protocolo de controle de fluxo.

Os protocolos nos quais o transmissor envia um quadro e em seguida espera por uma confirmação antes de continuar sua operação são chamados stop-and-wait (pare e espere). O Quadro 3.3 mostra um exemplo de protocolo simplex stop-and-wait.

Apesar de o tráfego de dados nesse exemplo ser simplex, indo apenas do transmissor ao receptor, os quadros são enviados em ambas as direções. Consequentemente, o canal de comunicação entre as duas camadas de enlace de dados deve ser capaz de realizar a transferência bidirecional

Quadro 3.3 | Um protocolo simplex stop-and-wait.

de informações. No entanto, esse protocolo acarreta uma rígida alternância de fluxo: primeiro o transmissor envia um quadro, depois o receptor envia outro; em seguida, o transmissor envia mais um quadro e assim por diante. Um canal físico half-duplex seria suficiente nesse caso.

A exemplo do protocolo 1, o transmissor começa extraindo um pacote da camada de rede, utilizando-o para criar um quadro que em seguida é transmitido a seu destino. Porém, agora, ao contrário do que ocorre no protocolo 1, o transmissor deve aguardar a chegada de um quadro de confirmação antes de tornar a entrar em loop e buscar o próximo pacote da camada de rede. A camada de enlace de dados do transmissor não precisa sequer inspecionar o quadro recebido, pois só há uma possibilidade: o quadro recebido é sempre uma confirmação.

A única diferença entre receiver1 e receiver2 é que, após entregar um pacote à camada de rede, o receiver2 envia um quadro de confirmação de volta ao transmissor, antes de entrar mais uma vez no loop de espera. Como apenas a chegada do quadro de volta ao transmissor é importante, e não seu conteúdo, o receptor não precisa incluir nenhuma informação específica no quadro.

3.3.3 UM PROTOCOLO SIMPLEX STOP-AND-WAIT EM UM CANAL COM RUÍDO

Agora, vamos considerar a situação normal de um canal de comunicação no qual ocorrem erros. Os quadros podem ser danificados ou completamente perdidos. No entanto, supomos que, se um quadro for danificado em trânsito, o hardware receptor detectará essa ocorrência ao calcular o checksum. Se o quadro for danificado de tal forma que o checksum nunca esteja correto — uma possibilidade muito improvável —, o protocolo em questão (e todos os outros protocolos) poderá apresentar falhas (isto é, poderá entregar um pacote incorreto à camada de rede).

À primeira vista, pode parecer que uma variação do protocolo 2 seria viável com a inclusão de um timer. O transmissor poderia enviar um quadro, mas o receptor só enviaria um quadro de confirmação se os dados fossem recebidos corretamente. Se um quadro danificado chegasse ao receptor, ele seria descartado. Após certo tempo, o transmissor alcançaria seu timeout e enviaria o quadro mais uma vez. Esse processo seria repetido até que o quadro finalmente chegasse intacto.

Esse esquema tem uma falha fatal. Pense no problema e tente descobrir o que poderia estar errado antes de continuar a leitura.

Para verificar o que poderia estar errado, lembre-se de que a função dos processos da camada de enlace de dados é oferecer comunicações transparentes e livres de erros entre os processos da camada de rede. A camada de rede da máquina A envia uma série de pacotes à camada de enlace de dados da mesma máquina. Esta, por sua vez, deve se certificar de que a camada de enlace de dados da máquina B enviará uma série idêntica de pacotes à camada de rede da mesma máquina. Em particular, a camada de rede da máquina B não tem como saber se um pacote foi perdido ou duplicado; portanto, a camada de enlace de dados deve garantir que nenhuma combinação de erros de transmissão, mesmo improvável, possa fazer com que um pacote duplicado seja entregue à camada de rede.

Considere a seguinte situação:

1. A camada de rede de A envia o pacote 1 à sua camada de enlace de dados. O pacote é corretamente recebido em B e repassado à camada de rede de B. B envia um quadro de confirmação de volta a A.

2. O quadro de confirmação se perde por completo. Ele simplesmente nunca chega ao destino. Tudo seria muito mais simples se o canal tivesse adulterado e perdido apenas quadros de dados, não quadros de controle. No entanto, para nossa tristeza, o canal não faz distinção entre quadros.

3. Finalmente, a camada de enlace de dados de A tem seu limite de tempo esgotado. Como não recebeu uma confirmação, ela presume (incorretamente) que seu quadro de dados se perdeu ou foi danificado e envia mais uma vez o quadro contendo o pacote 1.

4. O quadro duplicado também chega perfeitamente à camada de enlace de dados de B e é repassado de imediato, sem maiores problemas, à sua camada de rede. Caso A esteja enviando um arquivo a B, uma parte do arquivo será duplicada (isto é, a cópia do arquivo criado por B estará incorreta e o erro não será detectado). Em outras palavras, o protocolo falhará.

Na verdade, precisamos dar ao receptor alguma forma de poder distinguir entre um quadro que ele está recebendo pela primeira vez e uma retransmissão. A maneira mais óbvia de conseguir isso é fazer o transmissor incluir um número de sequência no cabeçalho de cada quadro enviado. Dessa forma, o receptor poderá verificar o número de sequência de cada quadro recebido para confirmar se esse é um novo quadro ou se é uma cópia a ser descartada.

Como o protocolo deve ser correto e o campo de número de sequência no cabeçalho provavelmente é pequeno para usar o enlace de modo eficiente, surge a seguinte pergunta: qual é a quantidade mínima de bits necessária para o número de sequência? O cabeçalho poderia oferecer 1 bit, alguns bits, um byte ou múltiplos bytes para um número de sequência, dependendo do protocolo. O importante é que ele deve transportar números de sequência grandes o suficientes para que o protocolo funcione corretamente, ou o protocolo não terá valor.

A única ambiguidade nesse protocolo ocorre entre um quadro, m, e seu sucessor direto, m + 1. Se o quadro m tiver sido perdido ou danificado, o receptor não o confirmará; portanto, o transmissor continuará tentando enviá-lo. Uma

vez que o quadro tenha sido corretamente recebido, o receptor enviará uma confirmação de volta ao transmissor. E aqui surge um problema potencial. Dependendo do fato de o quadro de confirmação voltar ao transmissor corretamente ou não, o transmissor poderá tentar enviar m ou m + 1.

No transmissor, o evento que dispara a transmissão do quadro m + 1 é a chegada de uma confirmação para o quadro m. Mas essa situação implica que m – 1 foi recebido corretamente e, além disso, que sua confirmação também foi recebida corretamente pelo transmissor. Caso contrário, o transmissor não teria iniciado com m, muito menos estaria considerando m + 1. Por conseguinte, a única ambiguidade é entre um quadro e seu predecessor ou sucessor imediato, não entre os próprios predecessores ou sucessores.

Um número de sequência de 1 bit (0 ou 1) é, portanto, suficiente. A cada instante, o receptor espera o próximo número de sequência. Quando chega um quadro contendo um número de sequência correto, ele é aceito e repassa do à camada de rede, e depois confirmado. Em seguida, o número de sequência esperado é incrementado na base 2 (ou seja, 0 passa a ser 1 e 1 passa a ser 0). Qualquer quadro recebido que contenha o número de sequência errado será rejeitado por ser considerado uma cópia. Porém, a última confirmação válida é repetida, de forma que o transmissor finalmente possa descobrir que o quadro foi recebido.

Um exemplo desse tipo de protocolo é mostrado no Quadro 3.4. Os protocolos nos quais o transmissor espera por uma confirmação positiva antes de passar para o próximo item de dados frequentemente são chamados solicitação de repetição automática, ou ARQ (Automatic Repeat reQuest), ou confirmação positiva com retransmissão, ou PAR (Positive Acknowledgement with Retransmission). A exemplo do protocolo 2, ele também transmite dados em apenas um sentido.

O protocolo 3 difere de seus predecessores pelo fato de tanto o transmissor quanto o receptor terem uma variável cujo valor é memorizado enquanto a camada de enlace de dados se encontra em estado de espera. Em next_frame_to_send, o transmissor memoriza o número de sequência do próximo quadro a ser enviado; em frame_expected, o receptor memoriza o número de sequência do próximo quadro esperado. Cada protocolo tem uma breve fase de inicialização antes de entrar no loop infinito.

Após enviar um quadro, o transmissor ativa o timer. Caso já esteja ativado, ele será reiniciado para permitir a contagem de outro intervalo. O intervalo deve ser escolhido de forma que haja tempo suficiente para o quadro chegar ao receptor, para o receptor processá-lo na pior das hipóteses e para o quadro de confirmação ser enviado de volta ao transmissor. Somente quando o intervalo tiver se esgotado, poderemos supor com segurança que o quadro transmitido ou sua confirmação se perdeu, e que será necessário enviar uma cópia. Se o intervalo de timeout for definido com um valor curto demais, o transmissor enviará quadros desnecessários. Embora não afetem a exatidão do protocolo, esses quadros extras prejudicarão o desempenho.

Depois de transmitir um quadro e ativar o timer, o transmissor espera que algo interessante aconteça. Existem apenas três possibilidades: o quadro de confirmação chegar sem danos, o quadro de confirmação chegar com erro ou o timer expirar. Se uma confirmação válida for recebida, o transmissor buscará o próximo pacote em sua camada de rede e o colocará no buffer, substituindo o pacote anterior. Ele também aumentará o número de sequência. Se for recebido um quadro com erro ou se o timer expirar, o buffer e o número de sequência permanecerão inalterados, de modo que uma cópia do quadro poderá ser enviada. De qualquer forma, o conteúdo do buffer (tanto o próximo pacote como uma cópia) é enviado em seguida.

Quando um quadro válido chega ao receptor, seu número de sequência é conferido, para verificar se ele é uma cópia. Se não for, o quadro será aceito, enviado à camada de rede, e uma confirmação será gerada. Cópias e quadros danificados não serão repassados à camada de rede, mas eles fazem com que o último quadro recebido corretamente seja confirmado para sinalizar ao transmissor para avançar ao próximo quadro ou retransmitir um quadro danificado.

3.4 PROTOCOLOS DE JANELA DESLIZANTE

Nos protocolos apresentados anteriormente, os quadros de dados eram transmitidos em apenas um sentido. Em situações mais práticas, há necessidade de transmitir dados em ambos os sentidos. Você pode obter uma transmissão de dados full-duplex definindo dois canais de comunicação distintos e cada um deles usando um enlace separado para um tráfego de dados simplex (em diferentes sentidos). Cada enlace é composto de um canal ‘direto’ (para dados) e de um canal ‘reverso’ (para confirmações). Em ambos os casos, a capacidade do canal reverso é quase totalmente perdida.

Uma ideia melhor é usar o mesmo circuito para dados em ambos os sentidos. Afinal de contas, nos protocolos 2 e 3 ele já estava sendo usado para transmitir quadros em ambos os sentidos, e o canal reverso normalmente tem a mesma capacidade do canal direto. Nesse modelo, os quadros de dados enviados de A para B são misturados com os quadros de confirmação enviados de A para B. Ao verificar o campo kind no cabeçalho de um quadro recebido, o receptor pode identificar se o quadro é de dados ou de confirmação.

Apesar de o entrelaçamento de quadros de dados e de controle no mesmo circuito representar um grande avanço em relação ao uso de dois circuitos físicos separados, ainda é possível introduzir mais um aperfeiçoamento. Quando um quadro de dados chega a seu destino, em vez de enviar imediatamente um quadro de controle separado, o receptor se contém e espera até a camada de rede enviar o pró-

Quadro 3.4 | Uma confirmação positiva com protocolo de retransmissão.

ximo pacote. A confirmação é acrescentada ao quadro de dados que está sendo enviado (por meio do campo ack do cabeçalho do quadro). Na verdade, a confirmação pega carona no próximo quadro de dados que estiver sendo enviado. A técnica de retardar temporariamente as confirmações e enviá-las com o próximo quadro de dados é conhecida pelo nome de piggybacking (pegarcarona).

A principal vantagem do piggybacking em relação ao envio de quadros de confirmação distintos é a melhor utilização da largura de banda disponível para o canal. O campo ack do cabeçalho do quadro precisa de apenas alguns bits, enquanto um quadro separado precisaria do cabeçalho, da confirmação e do checksum. Além disso, um número menor de quadros enviados significa uma carga de processamento menor no receptor. No próximo protocolo a ser examinado, o campo de piggyback necessita apenas de um bit no cabeçalho do quadro. Em geral, ele raramente precisa de mais que alguns bits.

No entanto, o piggybacking introduz uma complicação não presente em confirmações separadas. Quanto tempo a camada de enlace de dados deve esperar por um pacote ao qual deverá acrescentar a confirmação? Se a camada de enlace de dados esperar durante um intervalo maior que o permitido pelo timeout do transmissor, o quadro será retransmitido, o que invalidará todo o processo de confirmação. Se a camada de enlace de dados fosse um oráculo e pudesse prever o futuro, ela saberia quando o próximo pacote da camada de rede estivesse chegando e poderia decidir entre esperar por ele e enviar imediatamente uma confirmação separada, dependendo da duração prevista do tempo de espera. É óbvio que a camada de enlace de dados não é capaz de prever o futuro; portanto, ela deve recorrer a algum esquema ad hoc, como esperar durante um número fixo de milissegundos. Se um novo pacote chegar rapidamente, a confirmação será acrescentada a ele; caso contrário, se nenhum pacote tiver chegado até o final desse intervalo, a camada de enlace de dados simplesmente enviará um quadro de confirmação separado.

Os três protocolos seguintes são bidirecionais e pertencem a uma classe identificada como protocolos de janela deslizante. Os três apresentam diferenças em termos de eficiência, complexidade e requisitos de buffer, como discutiremos adiante. Neles, como em todos os protocolos de janela deslizante, cada quadro enviado contém um número de sequência, variando de 0 até algum valor máximo. Em geral, o valor máximo é 2n – 1, de forma que o número de sequência caiba exatamente em um campo de n bits. O protocolo de janela deslizante stop-and-wait utiliza n = 1, restringindo os números de sequência a 0 e 1; no entanto, versões mais sofisticadas podem usar um valor arbitrário de n.

A essência de todos os protocolos de janela deslizante é o fato de que, em qualquer instante, o transmissor mantém um conjunto de números de sequência correspondentes a quadros que ele pode enviar. Dizemos que esses quadros estão reunidos na janeladetransmissão. Da mesma forma, o receptor mantém uma janela de recepçãocorrespondente ao conjunto de quadros que está apto a aceitar. As janelas do transmissor e do receptor não precisam ter os mesmos limites superior e inferior ou o mesmo tamanho. Em alguns protocolos, essas janelas têm tamanho fixo, mas em outros elas podem aumentar ou diminuir à medida que os quadros são enviados e recebidos.

Apesar de esses protocolos permitirem que a camada de enlace de dados tenha mais liberdade em relação à ordem em que poderá enviar e receber quadros, definitivamente não descartamos a exigência de o protocolo entregar os pacotes à camada de rede na mesma ordem em que eles foram repassados à camada de enlace de dados na máquina transmissora. Outra exigência que não mudou é que o canal de comunicação física seja “como nos fios”, ou seja, que entregue todos os quadros na ordem em que eles são enviados.

Os números de sequência contidos na janela do transmissor representam quadros que foram ou que podem ser enviados, mas ainda não confirmados. Sempre que chega um novo pacote da camada de rede, ele recebe o próximo número de sequência mais alto, e o limite superior da janela é incrementado em uma unidade. Quando uma confirmação é recebida, o limite inferior é incrementado em uma unidade. Dessa forma, a janela mantém continuamente uma lista de quadros não confirmados. A Figura 3.11 mostra um exemplo.

Tendo em vista que os quadros presentes atualmen te na janela do transmissor podem ser perdidos ou danificados em trânsito, o transmissor deve manter todos esses quadros em sua memória para que a retransmissão seja possível. Assim, se o tamanho máximo da janela for n, o transmissor precisará de n buffers para armazenar os quadros não confirmados. Se a janela chegar a seu tamanho máximo, a camada de enlace de dados do transmissor será obrigada a desativar a camada de enlace de dados até que outro buffer esteja livre.

O tamanho da janela da camada de enlace de dados receptora corresponde aos quadros que ela é capaz de aceitar. Qualquer quadro que ficar fora da janela será simplesmente descartado. Quando for recebido um quadro cujo número de sequência for igual ao limite inferior da janela, ele será repassado à camada de rede, será gerada uma confirmação e a janela será incrementada em uma unidade. Qualquer quadro fora da janela é descartado. Em todos esses casos, uma confirmação subsequente é gerada para que o transmissor possa descobrir como proceder. Observe que um tamanho de janela igual a 1 significa que a camada de enlace de dados só aceita quadros em ordem, mas para janelas maiores isso não é verdade. A camada de rede, ao contrário, sempre recebe dados na ordem adequada, independentemente do tamanho da janela da camada de enlace de dados.

Figura 3.11 | Uma janela deslizante de tamanho 1, com um número de sequência de 3 bits. (a) Inicialmente. (b) Depois que o primeiro quadro é enviado. (c) Depois que o primeiro quadro é recebido. (d) Depois que a primeira confirmação é recebida.

A Figura 3.11 mostra um exemplo com um tamanho máximo de janela igual a 1. Inicialmente, não há quadros pendentes; portanto, os limites inferior e superior da janela do transmissor são iguais, mas, à medida que o tempo passa, a situação se desenvolve da maneira mostrada. Diferentemente da janela do transmissor, a janela do receptor sempre permanece em seu tamanho inicial, incrementando-se à medida que o próximo quadro é aceito e entregue à camada de rede.

3.4.1 UM PROTOCOLO DE JANELA DESLIZANTE DE UM BIT

Antes de abordarmos o caso geral, vamos examinar primeiro um protocolo de janela deslizante com um tamanho máximo de janela igual a 1. Esse tipo de protocolo utiliza o stop-and-wait, pois o transmissor envia um quadro e aguarda sua confirmação antes de enviar o quadro seguinte.

O Quadro 3.5 representa esse tipo de protocolo. Assim como os demais, ele começa definindo algumas variáveis: next_frame_to_send informa qual quadro o transmissor está tentando enviar. De modo semelhante, frame_expected informa que quadro o receptor está esperando. Nos dois casos, 0 e 1 são as únicas possibilidades.

Normalmente, uma das duas camadas de enlace de dados do transmissor ou receptor inicia e envia o primeiro quadro. Em outras palavras, apenas um dos programas da camada de enlace de dados pode conter as chamadas das funções to_physical_layer e start_timer fora do loop principal. A máquina que inicia busca o primeiro pacote em sua camada de rede, constrói um quadro a partir dele e o envia. Quando esse (ou qualquer) quadro chega ao destino, a camada de enlace de dados receptora verifica se ele é uma cópia, como ocorreu no protocolo 3. Se o quadro for o esperado, ele será repassado à camada de rede e a janela do receptor será deslocada para cima.

O campo de confirmação contém o número do último quadro recebido sem erro. Se esse número estiver de acordo com o número de sequência do quadro que o transmissor está tentando enviar, o transmissor saberá que já cuidou do quadro armazenado em buffer e poderá buscar o pacote seguinte em sua camada de rede. Se o número de sequência for discordante, o transmissor deverá continuar tentando enviar o mesmo quadro. Sempre que um quadro é recebido, outro quadro também é enviado de volta.

Agora, vamos examinar o protocolo 4 para ver quanto ele é flexível em relação a situações patológicas. Suponha que o computador A esteja tentando enviar seu quadro 0 ao computador B e que B esteja tentando enviar seu quadro 0 ao computador A. Imagine que A envia um quadro a B, mas o intervalo de timeout de A é curto demais. Consequentemente, A pode completar o timeout repetidas vezes, enviando uma série de quadros idênticos, todos com seq = 0 e ack = 1.

Quando o primeiro quadro válido chegar a B, ele será aceito e frame_expected será definido como 1. Todos os quadros subsequentes serão rejeitados, porque B agora está esperando quadros com número de sequência 1, e não 0. Além disso, como todas as cópias têm ack = 1 e B ainda está aguardando uma confirmação de 0, B não buscará um novo pacote em sua camada de rede.

Após a chegada de todas as cópias rejeitadas, B enviará um quadro para A contendo seq = 0 e ack = 0. Por fim, um desses quadros chegará sem erros à máquina A, fazendo com que A comece a enviar o próximo pacote. Nenhuma combinação de quadros perdidos ou timeouts prematuros pode fazer o protocolo entregar pacotes duplicados à cama-

Quadro 3.5 | Um protocolo de janela deslizante de um bit.

da de rede, ignorar um pacote ou chegar a um impasse. O protocolo está correto.

Entretanto, para mostrar quão sutis as interações entre protocolos podem ser, surgirá uma situação peculiar se os dois lados enviarem simultaneamente um pacote inicial. Essa

dificuldade de sincronização está ilustrada na Figura 3.12. Na parte (a), é exibida a operação normal do protocolo. Na parte (b), observamos a peculiaridade. Se B esperar pelo primeiro quadro de A antes de enviar um de seus quadros, a sequência será a da parte (a) e todos os quadros serão aceitos.

Figura 3.12 | Dois cenários referentes ao protocolo 4. (a) Caso normal. (b) Caso anormal. A notação é sequência, confirmação, número do pacote. Um asterisco indica onde uma camada de rede aceita um pacote.

Porém, se A e B iniciarem a comunicação ao mesmo tempo, seus primeiros quadros se cruzarão e as camadas de enlace de dados entrarão na situação (b). Em (a), cada quadro recebido traz um novo pacote para a camada de rede; não há cópias. Em (b), metade dos quadros contém cópias, embora não haja erros de transmissão. Situações similares podem ocorrer como resultado de timeouts prematuros, mesmo quando está claro que um lado começa primeiro. Na verdade, se ocorrerem vários timeouts prematuros, os quadros poderão ser enviados três ou mais vezes, desperdiçando uma largura de banda valiosa.

3.4.2 UM PROTOCOLO QUE UTILIZA GO-BACK-N

Até agora estávamos supondo implicitamente que era insignificante o tempo de transmissão necessário para a chegada de um quadro até o receptor, somado ao tempo de transmissão para o retorno da confirmação. Às vezes, essa suposição é nitidamente falsa. Nessas situações, o longo tempo de viagem de ida e volta pode ter implicações importantes para a eficiência da utilização da largura de banda. Como exemplo, considere um canal de satélite de 50 kbps com um atraso de propagação de ida e volta de 500 ms. Vamos imaginar uma tentativa de usar o protocolo 4 para enviar quadros de 1.000 bits pelo satélite. Em t = 0, o transmissor começa a enviar o primeiro quadro. Em t = 20 ms, o quadro já foi completamente enviado. Até t = 270 ms, o quadro ainda não chegou completamente ao receptor, e até t = 520 ms, na melhor das hipóteses, a confirmação não terá voltado ao transmissor (sem nenhum tempo de espera no receptor e com um quadro de confirmação curto). Isso significa que o transmissor esteve bloqueado durante 500/520 ou 96 por cento do tempo (isto é, apenas 4 por cento da largura de banda disponível foi utilizada). É claro que a combinação de um longo tempo de trânsito,

alta largura de banda e pequeno comprimento de quadro é desastrosa em termos de eficiência.

O problema descrito anteriormente pode ser visto como uma consequência da regra que exige que um transmissor espere por uma confirmação antes de enviar outro quadro. Se essa restrição não for rigorosa, podemos obter uma eficiência muito melhor. Basicamente, a solução está em permitir que o transmissor envie até w quadros antes do bloqueio, e não apenas 1. Com uma escolha apropriada de w, o transmissor será capaz de transmitir quadros continuamente, pois as confirmações chegarão aos quadros anteriores antes que a janela se encha, impedindo o bloqueio do transmissor.

Para achar um valor apropriado para w, precisamos saber quantos quadros podem caber dentro do canal à medida que se propagam do transmissor ao receptor. Essa capacidade é determinada pela largura de banda em bits/s, multiplicada pelo tempo de trânsito em mão única, ou produto largura de banda-atraso do enlace (BD). Podemos dividir essa quantidade pelo número de bits em um quadro para expressá-lo como um número de quadros. Chame essa quantidade de BD. Então, w deve ser definido como 2BD + 1. O dobro da largura de banda-atraso é o número de quadros que podem estar pendentes se o transmissor enviar quadros continuamente quando o tempo de ida e volta para receber uma confirmação for considerado. O ‘+1’ é porque um quadro de confirmação não será enviado antes que um quadro completo seja recebido.

Para o enlace de exemplo com uma largura de banda de 50 kbps e um tempo de trânsito unidirecional de 250 ms, o produto largura de banda-atraso é de 12,5 kbits ou 12,5 quadros de 1.000 bits cada um. 2BD + 1 significa, então, 26 quadros. Suponha que o transmissor comece enviando o quadro 0, como antes, e transmita um novo quadro a cada 20 ms. Quando ele tiver terminado de enviar 26 quadros,

em t = 520 ms, a confirmação para o quadro 0 terá acabado de chegar. Depois disso, as confirmações chegarão a cada 20 ms, de modo que o transmissor sempre terá permissão para continuar assim que precisar. A partir desse ponto, 25 ou 26 quadros não confirmados sempre estarão pendentes. Em outras palavras, o tamanho de janela máxima do transmissor é 26.

Para tamanhos de janela menores, a utilização do enlace será menor que 100 por cento, pois o transmissor às vezes será bloqueado. Podemos escrever a utilização como a fração de tempo em que o transmissor não está bloqueado:

utilização do enlace

Esse valor é um limite superior, pois não leva em consideração nenhum tempo de processamento de quadro e trata o quadro de confirmação como tendo tamanho zero, pois ele normalmente é curto. A equação mostra a necessidade de ter uma janela w grande sempre que o produto de largura de banda-atraso for grande. Se o atraso for alto, o transmissor rapidamente esgotará sua janela, mesmo para uma largura de banda moderada, como no exemplo do satélite. Se a largura de banda for alta, mesmo para um atraso moderado, o transmissor esgotará sua janela rapidamente, a menos que tenha uma janela grande (por exemplo, um enlace de 1 Gbps com atraso de 1 ms mantém 1 megabit). Com o stop-and-wait, para o qual w = 1, se houver um atraso de propagação de até mesmo um quadro, a eficiência será menor que 50 por cento.

Essa técnica de manter vários quadros pendentes é um exemplo de pipelining. O pipelining de quadros em um canal de comunicação não confiável faz surgir algumas questões muito sérias. Primeiro, o que acontecerá se um quadro em meio a um longo fluxo for danificado ou perdido? Um grande número de quadros sucessivos chegará ao receptor antes mesmo que o transmissor descubra que algo está errado. Quando um quadro danificado chega ao receptor, sem dúvida ele deve ser descartado. No entanto, o que o receptor deve fazer com todos os quadros corretos que o seguem? Lembre-se de que a camada de enlace de dados receptora é obrigada a entregar pacotes à camada de rede em sequência.

Há duas estratégias básicas para lidar com erros na presença do pipelining, ambas mostradas na Figura 3.13.

Em uma opção denominada go-back-n, o receptor simplesmente descarta todos os quadros subsequentes e não envia nenhuma confirmação desses quadros descartados. Essa estratégia corresponde a uma janela de recepção de tamanho 1. Em outras palavras, a camada de enlace de dados se recusa a aceitar qualquer quadro, exceto o próximo, que ela tem de entregar à camada de rede. Se a janela do transmissor for totalmente preenchida antes de o timer encerrar a contagem, o pipeline começará a se esvaziar. Consequentemente, o transmissor interromperá a transmissão e retransmitirá todos os quadros não confirmados em ordem, começando pelo quadro danificado ou perdido. Essa abordagem poderá desperdiçar uma grande quantidade de largura de banda se a taxa de erros for alta.

Figura 3.13 | Pipelining e recuperação de erros. Efeito de um erro quando (a) o tamanho da janela receptora é igual a 1 e (b) quando o tamanho da janela receptora é grande.

Na Figura 3.13(a), vemos o go-back-n para o caso em que a janela do receptor é grande. Os quadros 0 e 1 são corretamente recebidos e confirmados. Porém, o quadro 2 está danificado ou perdido. O transmissor, desavisado desse problema, continua a enviar quadros até expirar o timer correspondente ao quadro 2. Em seguida, ele volta até o quadro 2 e começa tudo de novo a partir dele, enviando, mais uma vez, os quadros 2, 3, 4 etc.

A outra estratégia geral para tratamento de erros quando é feito o pipelining de quadros denomina-se retransmissão seletiva. Quando ela é utilizada, um quadro incorreto recebido é descartado, mas os quadros sem defeitos recebidos depois dele são aceitos e inseridos no buffer. Quando o transmissor chega ao timeout, apenas o qua dro não confirmado mais antigo é retransmitido. Se esse quadro chegar corretamente, o receptor poderá entregar à camada de rede, em sequência, todos os quadros que armazenou no buffer. A estratégia de retransmissão seletiva corresponde a uma janela receptora maior que 1. Caso a janela seja muito grande, essa abordagem poderá exigir um volume de memória muito grande da camada de enlace de dados.

Com frequência, a retransmissão seletiva é combinada com a ação de fazer o receptor enviar uma confirmação negativa, ou NAK (negative acknowledgement), ao detectar um erro, por exemplo, quando receber um erro de checksum ou um quadro fora de sequência. As NAKs estimulam a retransmissão antes de expirar o timer correspondente e, desse modo, melhoram o desempenho.

Na Figura 3.13(b), os quadros 0 e 1 são mais uma vez recebidos e confirmados corretamente, e o quadro 2 é perdido. Quando o quadro 3 chega ao receptor, a camada de enlace de dados do receptor percebe que perdeu um quadro e, assim, envia de volta uma NAK correspondente ao quadro 2, mas armazena o quadro 3 no buffer. Quando os quadros 4 e 5 chegam, eles também são inseridos no buffer pela camada de enlace de dados, em vez de ser repassados à camada de rede. Por fim, a NAK do quadro 2 volta ao transmissor, que retransmite de imediato o quadro 2. Quando esse quadro chega, a camada de enlace de dados fica com os quadros 2, 3, 4 e 5, e pode repassar todos eles à camada de rede na ordem correta. Ela também pode confirmar todos os quadros, inclusive até o 5, como mostra a figura. Se a NAK se perder, o transmissor chegará ao timeout correspondente ao quadro 2 e o enviará (e apenas esse quadro) por sua própria iniciativa, mas isso pode acontecer um pouco mais tarde.

Esses dois enfoques alternativos são dilemas entre uso eficiente de largura de banda e espaço no buffer da camada de enlace de dados. Dependendo de qual recurso seja mais escasso, um ou outro poderá ser usado. O Quadro 3.6 mostra um protocolo go-back-n no qual a camada de enlace de dados receptora aceita apenas quadros em ordem; os quadros que vierem depois de um quadro com erro serão descartados. Nesse protocolo, pela primeira vez abandonamos a suposição de que a camada de rede sempre tem um suprimento infinito de pacotes a enviar. Quando a camada de rede tem um pacote que deseja enviar, ela pode provocar a ocorrência de um evento network_layer_ready. Entretanto, para reforçar o limite de controle de fluxo sobre a janela do transmissor ou o número de quadros não confirmados pendentes em qualquer instante, a camada de enlace de dados deve ser capaz de proibir a camada de rede de sobrecarregá-la com mais trabalho. As funções de biblioteca enable_network_layer e disable_network_layer executam essa funcionalidade.

Observe que o número máximo de quadros que podem estar pendentes em qualquer instante não é o mesmo que o tamanho do espaço do número de sequência. Para go-back-n, MAX_SEQ quadros podem estar pendentes em qualquer instante, mesmo que haja MAX_SEQ + 1 números de sequência distintos (que são 0, 1, 2,..., MAX_SEQ). Veremos uma restrição ainda maior para o protocolo seguinte, a retransmissão seletiva. Para saber por que essa restrição é necessária, considere a situação a seguir, com MAX_SEQ = 7:

1. O transmissor envia quadros de 0 a 7.

2. Uma confirmação com piggyback (de carona) para o quadro 7 volta ao transmissor.

3. O transmissor envia mais oito quadros, novamente com números de sequência de 0 a 7.

4. Agora chega outra confirmação com piggyback correspondente ao quadro 7.

A questão é: os oito quadros pertencentes ao segundo lote chegaram com sucesso, ou todos eles se perderam (a contagem descarta os quadros posteriores a um erro, considerando-os perdidos)? Nos dois casos, o receptor enviaria o quadro 7 como confirmação. O transmissor não tem como saber disso. Por essa razão, o número máximo de quadros pendentes deve se restringir a MAX_SEQ.

Apesar de não armazenar no buffer os quadros recebidos após um quadro com erro, o protocolo 5 não escapa totalmente ao problema do armazenamento em buffer. Tendo em vista que um transmissor talvez seja obrigado a retransmitir todos os quadros não confirmados em determinado momento no futuro, ele deverá reter todos os quadros transmitidos até ter certeza de que eles foram aceitos pelo receptor. Quando uma confirmação chega para o quadro n, os quadros n – 1, n – 2 e assim por diante também são confirmados de forma automática. Esse tipo de confirmação é chamado de confirmação cumulativa. Essa propriedade é especialmente importante nos casos em que alguns dos quadros anteriores que representavam confirmações se perderam ou foram adulterados. Sempre que chega uma confirmação, a camada de enlace de dados verifica se algum buffer pode ser liberado. Se os buffers puderem ser liberados (isto é, se houver espaço disponível

Quadro 3.6 | Um protocolo de janela deslizante que utiliza go-back-n. (continua)

Quadro 3.6 | Um protocolo de janela deslizante que utiliza go-back-n.

na janela), uma camada de rede bloqueada anteriormente poderá ter permissão para provocar mais eventos network_ layer_ready.

Para esse protocolo, supomos que sempre existe tráfego no sentido inverso, para que as confirmações possam ser transportadas por piggyback. O protocolo 4 não precisa dessa suposição, pois ele envia um quadro de volta toda vez que recebe um quadro, mesmo que já tenha enviado esse quadro. No próximo protocolo, resolveremos de modo elegante o problema do tráfego de mão única.

Por ter vários quadros pendentes, é claro que o protocolo 5 necessita de vários timers, um para cada quadro pendente. Cada quadro tem um timeout independente de todos os demais. Porém, todos esses timers podem ser facilmente simulados por software, usando-se um único timer do hardware para provocar interrupções periódicas. Os timeouts pendentes formam uma lista encadeada, com cada nó da lista contendo a quantidade de pulsos do timer até que ele expire, o quadro sendo sincronizado e um ponteiro para o nó seguinte.

Para ilustrar como os timers poderiam ser implementados, considere o exemplo da Figura 3.14(a). Suponha que o timer pulse uma vez a cada 1 ms. Inicialmente, o tempo real é 10:00:00.000 e há três timeouts pendentes, em 10:00:00.005, 10:00:00.013 e 10:00:00.019. Toda vez que o timer do hardware pulsar, o tempo real será atualizado e

o contador de pulsos no início da lista será decrementado. Quando o contador de pulsos for igual a zero, ocorrerá um timeout e o nó será removido da lista, como mostra a Figura 3.14(b). Embora essa organização exija que a lista seja examinada quando start_timer ou stop_timer são chamadas, ela não requer muito trabalho por pulso. No protocolo 5, essas duas funções receberam um parâmetro, que indica o quadro a ser sincronizado.

3.4.3 UM PROTOCOLO QUE UTILIZA RETRANSMISSÃO SELETIVA

O protocolo go-back-n funciona bem quando há poucos erros, mas, se a linha estiver muito ruidosa, ele desperdiçará muita largura de banda com os quadros retransmitidos. Uma estratégia alternativa, o protocolo de retransmissão seletiva, é permitir que o receptor aceite e coloque no buffer os quadros subsequentes a um danificado ou perdidos.

Nesse protocolo, tanto o transmissor quanto o receptor mantêm uma janela de números de sequência pendentes e aceitáveis, respectivamente. O tamanho da janela do transmissor é medido a partir de 0 e atinge um número máximo predefinido. Por outro lado, a janela do receptor tem sempre um tamanho fixo e igual ao máximo predeterminado. O receptor tem um buffer reservado para cada número de sequência dentro de sua janela fixa. Associado a cada buffer há um bit (arrived) que informa se o buffer está cheio ou vazio. Sempre que um quadro chega, seu número de sequência é verificado pela função between, para confirmar se ele se enquadra na janela. Se isso ocorrer e o quadro ainda não tiver sido recebido, ele será aceito e armazenado. Essa ação é executada sem levar em conta se o quadro contém ou não o próximo pacote esperado pela camada de rede. É obvio que ele deve ser mantido dentro da camada de enlace de dados e não deve ser repassado à camada de rede até que todos os quadros de números mais baixos já tenham sido entregues a essa camada na ordem correta. Um protocolo que utiliza esse algoritmo é apresentado no Quadro 3.7.

A recepção não sequencial introduz determinados problemas que não estão presentes em protocolos nos quais os quadros só são aceitos em ordem. Podemos ilustrar melhor o problema com um exemplo. Imagine que haja um número de sequência de 3 bits, de modo que o transmissor tenha permissão para transmitir até sete quadros antes de ser obrigado a esperar por uma confirmação. Inicialmente, as janelas do transmissor e do receptor são semelhantes às da Figura 3.15(a). No momento, o transmissor envia os quadros de 0 a 6. A janela do receptor permite que ele aceite qualquer quadro com número de sequência entre 0 e 6, ambos inclusive. Todos os sete quadros chegam corretamente; assim, o receptor os confirma e avança a janela para permitir a recepção de 7, 0, 1, 2, 3, 4 ou 5, conforme mostra a Figura 3.15(b). Todos os sete buffers são marcados como vazios.

Nesse ponto ocorre o desastre, na forma de um raio que atinge a central telefônica e apaga todas as confirmações. O protocolo deve operar corretamente apesar desse desastre. Mais tarde, o transmissor entra em timeout e retransmite o quadro 0. Quando esse quadro chega ao receptor, é feita uma conferência para ver se ele se ajusta à janela do receptor. Infelizmente, na Figura 3.15(b), o quadro 0 está dentro da nova janela e, assim, ele será aceito como um novo quadro. O receptor também envia uma confirmação com piggyback para o quadro 6, pois os quadros de 0 a 6 foram recebidos.

O transmissor fica feliz em saber que todos os quadros transmitidos realmente chegaram de forma correta; portanto, ele avança sua janela e envia imediatamente os quadros 7, 0, 1, 2, 3, 4 e 5. O quadro 7 será aceito pelo receptor e seu pacote será repassado diretamente à camada de rede. Logo depois, a camada de enlace de dados receptora verifica se já tem um quadro 0 válido, descobre que sim e repassa o pacote incorporado à camada de rede como se fosse um novo. Consequentemente, a camada de rede recebe um pacote incorreto e o protocolo falha.

Figura 3.14 | Simulação de vários timers por software. (a) Os timeouts enfileirados. (b) A situação após o primeiro timeout expirar.

Quadro 3.7 | Um protocolo de janela deslizante que utiliza a retransmissão seletiva. (continua)

Quadro 3.7 | Um protocolo de janela deslizante que utiliza a retransmissão seletiva.

A essência do problema é que, depois que o receptor avançou a janela, a nova faixa de números de sequência válidos substituiu a antiga. Consequentemente, o próximo lote de quadros poderia ser formado por cópias (se todas as confirmações se perderam) ou por novos quadros (se todas as confirmações foram recebidas). O receptor não tem como distinguir esses dois casos.

A saída desse dilema reside em ter certeza de que, depois que o receptor avançou sua janela, não há sobreposição entre essa janela e a original. Para assegurar que não há sobreposição, o tamanho máximo da janela deve ser igual à metade do intervalo dos números de sequência, como ocorre na Figura 3.15(c) e (d). Com 3 bits, os números de sequência vão variar de 0 a 7. Apenas quatro quadros não confirmados devem estar pendentes em qualquer instante. Dessa forma, se o receptor só tiver aceito os quadros de 0 a 3 e avançado sua janela para aceitar os quadros de 4 a 7, ele poderá saber, sem nenhuma dúvida, se os quadros subsequentes são retransmissões (0 a 3) ou novos quadros (4 a 7). Em geral, o tamanho da janela para o protocolo 6 será (MAX_SEQ + 1)/2.

Uma pergunta interessante é: quantos buffers o receptor deverá ter? De maneira alguma ele aceitará quadros cujos números de sequência estejam abaixo do limite inferior da janela ou acima do limite superior. Consequentemente, o número de buffers necessário é igual ao tamanho da janela, e não ao intervalo dos números de sequência. No exemplo anterior de um número de sequência de 3 bits, são necessários quatro buffers, numerados de 0 a 3. Quando o quadro i chega, ele é colocado no buffer i mod 4. Observe que, apesar de i e (i + 4) mod 4 estarem ‘competindo’ pelo mesmo buffer, eles nunca estão dentro da janela ao mesmo tempo, pois isso implicaria um tamanho de janela de no mínimo 5.

Pela mesma razão, o número de timers necessários é igual ao número de buffers, e não ao tamanho do espaço de sequência. Efetivamente, um timer é associado a cada buffer. Quando o timer chega a seu timeout, o conteúdo do buffer é retransmitido.

O protocolo 6 também alivia a suposição implícita de que o canal está muito carregado. Fizemos essa suposição no protocolo 5, quando contamos com quadros enviados na direção inversa das confirmações com piggyback. Se o tráfego inverso for leve, a confirmação será retida por um longo período, o que poderá causar problemas. No limite, se houver um tráfego intenso em um sentido e nenhum tráfego no outro, então o protocolo será bloqueado quando a janela transmissora atingir seu máximo.

Para aliviar essa suposição, após um quadro de dados sequencial ser recebido, um timer auxiliar é iniciado por start_ack_timer. Se nenhum tráfego inverso tiver se apresentado antes que esse timer expire, será enviado um quadro de confirmação separado. Uma interrupção provocada pelo timer auxiliar é chamada evento ack_timeout. Diante dessa organização, o fluxo de tráfego unidirecional passa a ser possível nesse momento, pois a falta de quadros de dados inversos nos quais as confirmações possam ser transportadas não representa mais um obstáculo. Existe apenas um timer auxiliar e, se start_ack_timer for chamada durante o intervalo em que o timer estiver funcionando, ela não terá efeito. O timer não é reiniciado ou estendido, pois sua finalidade é oferecer uma taxa mínima de confirmações.

É essencial que o timeout associado ao timer auxiliar seja ligeiramente mais curto que o timer utilizado para sincronizar quadros de dados. Essa condição é necessária para assegurar que a confirmação de um quadro corretamente recebido chegue antes de o timer de retransmissão do quadro expirar, de modo que o transmissor não tenha de retransmiti-lo.

O protocolo 6 utiliza uma estratégia mais eficiente que o protocolo 5 para tratamento de erros. Sempre que tem motivos para suspeitar da ocorrência de um erro, o receptor envia um quadro de confirmação negativa (NAK) de volta ao transmissor. Esse quadro é um pedido de retransmissão do quadro especificado na NAK. Existem dois casos que podem provocar a suspeita do receptor: a chegada de um quadro danificado ou de um quadro diferente do esperado (quadro potencialmente perdido). Para impedir que sejam feitas várias solicitações de retransmissão do mesmo quadro perdido, o receptor deve controlar se já foi enviada uma NAK correspondente a determinado quadro. A variável no_nak no protocolo 6 será verdadeira (true) se nenhuma NAK tiver sido enviada para frame_expected. Se a NAK for danificada ou per-

Figura 3.15 | (a) Situação inicial com uma janela de tamanho 7. (b) Após sete quadros serem transmitidos e recebidos, mas não confirmados. (c) Situação inicial com uma janela de tamanho 4. (d) Após quatro quadros serem transmitidos e recebidos, mas não confirmados.

dida, não haverá nenhum prejuízo real, pois, com o término do intervalo de timeout, de qualquer forma, o transmissor retransmitirá o quadro ausente. Se o quadro errado chegar depois que uma NAK tiver sido enviada e perdida, no_nak será verdadeira e o timer auxiliar será inicializado. Quando o timer expirar, uma ACK será enviada para ressincronizar o transmissor com o status atual do receptor.

Em algumas situações, o tempo necessário para que um quadro se propague até o destino, seja processado lá e tenha a confirmação retornada é (praticamente) constante. Nessas situações, o transmissor pode ajustar seu timer para ser ‘estreito’, apenas ligeiramente maior que o intervalo normal esperado entre o envio de um quadro e a recepção de sua confirmação. As NAKs não são úteis nesse caso.

Porém, em outras situações o tempo deve ser bastante variável. Por exemplo, se o tráfego inverso for esporádico, o tempo antes da confirmação será mais curto quando houver tráfego inverso, e mais longo quando não houver. O transmissor enfrenta a escolha de definir o intervalo para um valor pequeno (arriscando retransmissões desnecessárias) ou defini-lo para um valor grande (e ficar ocioso por longo período após um erro). As duas opções desperdiçam largura de banda. Em geral, sempre que o desvio-padrão do intervalo de confirmação é grande em comparação com o próprio intervalo, o timer pode ser ajustado ‘mais livremente’ para ser conservador. As NAKs podem, então, acelerar bastante a retransmissão de quadros perdidos ou danificados.

Um problema intimamente relacionado com o uso de timeouts e NAKs é a questão de determinar o quadro que provocou um timeout. No protocolo 5, ele é sempre ack_expected, porque é sempre o mais antigo. No protocolo 6, não há nenhuma forma trivial para determinar o quadro que chegou em timeout. Imagine que os quadros de 0 a 4 tenham sido transmitidos, significando que a lista de quadros pendentes é 01234, na ordem do mais antigo para o mais recente. Agora, imagine que o quadro 0 chegue em timeout, que 5 (um novo quadro) seja transmitido, 1 e 2 cheguem em timeout e 6 (outro quadro novo) seja transmitido. Nesse ponto, a lista de quadros pendentes será 3405126, do mais antigo para o mais recente. Se todo o tráfego de chegada (isto é, quadros que transportam confirmações) for perdido durante algum tempo, esses sete quadros pendentes chegarão em timeout nessa ordem.

Para evitar que o exemplo fique ainda mais complicado do que já está, não mostramos a administração do timer. Em vez disso, consideramos apenas que a variável oldest_frame é ativada no momento de timeout para indicar o quadro que chegou em timeout.

3.5 EXEMPLOS DE PROTOCOLOS DE ENLACE DE DADOS

Dentro de um prédio, as LANs são muito utilizadas para interconexão, mas a maior parte da infraestrutura de rede a longa distância é montada a partir de linhas ponto a ponto. No Capítulo 4, examinaremos melhor as LANs. Aqui, em duas situações comuns, veremos os protocolos de enlace de dados nas linhas ponto a ponto da Internet. A primeira situação é quando os pacotes são enviados por enlaces de fibra óptica SONET, nas redes a longas distâncias. Esses enlaces são muito utilizados, por exemplo, para conectar roteadores nos diferentes locais da rede de um ISP.

A segunda situação é a dos enlaces ADSL que se localizam no circuito terminal da rede telefônica, na borda da Internet. Esses enlaces conectam milhões de indivíduos e empresas à Internet.

A Internet precisa de enlaces ponto a ponto para esses fins, bem como modems de linha discada, linhas alugadas, modems a cabo e assim por diante. Um protocolo-padrão, chamado protocolo ponto a ponto, ou PPP (Point-to-Point Protocol), é usado para enviar pacotes por esses enlaces. O PPP é definido na RFC 1661 e mais elaborado na RFC 1662 e em outras RFCs (Simpson, 1994a, 1994b). Enlaces SONET e ADSL aplicam PPP, mas de maneiras diferentes.

3.5.1 PACOTESSOBRE SONET

O SONET, que analisamos na Seção 2.6.4, é o protocolo da camada física mais utilizado pelos enlaces de fibra óptica que compõem o backbone das redes de comunicação, incluindo o sistema telefônico. Ele oferece um fluxo de bits que trabalha em uma taxa bem definida, por exemplo, 2,4 Gbps para um enlace OC-48. Esse fluxo de bits é organizado como cargas úteis de bytes, com tamanho fixo, que se repetem a cada 125 µs, havendo ou não dados do usuário para transmitir.

Para transportar pacotes por esses enlaces, é preciso que haja algum mecanismo de enquadramento para distinguir pacotes ocasionais do fluxo de bits contínuo no qual são transportados. O PPP atua sobre roteadores IP para fornecer esse mecanismo, como mostra a Figura 3.16.

O PPP é uma melhoria de um protocolo mais antigo e mais simples, chamado SLIP (Serial Line Internet Protocol), e é usado para lidar com a configuração do enlace de detecção de erro, dar suporte a múltiplos protocolos, permitir autenticação e outros. Com um grande conjunto de opções, o PPP dispõe de três recursos principais:

1. Um método de enquadramento que delineia de forma não ambígua o fim de um quadro e o início do seguinte. O formato do quadro também lida com a detecção de erros.

2. Um protocolo de controle de enlace usado para ativar linhas, testá-las, negociar opções e desativá-las novamente de forma controlada quando não forem mais necessárias. Esse protocolo é denominado protocolo de controle de enlace, ou LCP (Link Control Protocol).

Figura 3.16 | Pacotes sobre SONET. (a) Uma pilha de protocolos. (b) Relacionamentos de quadros.

3. Um modo de negociar as opções da camada de rede de modo independente do protocolo da camada a ser utilizado. O método escolhido deve ter um protocolo de controle de rede, ou NCP (Network Control Protocol), diferente para cada camada de rede aceita.

O formato de quadro PPP foi definido de modo a ter uma aparência semelhante ao formato de quadro HDLC(High-level Data Link Control), uma instância bastante utilizada de uma família de protocolos mais antiga, pois não há motivo algum para a definição de um novo padrão. A principal diferença entre o PPP e o HDLC é que o primeiro é orientado a caracteres, e não a bits. Especificamente, o PPP utiliza a técnica de inserção de bytes e todos os quadros representam um número inteiro de bytes. Já o HDLC usa a inserção de bits, e permite quadros de, digamos, 30,25 bytes.

Porém, na prática, há uma segunda diferença importante. O HDLC oferece transmissão confiável com uma janela deslizante, confirmações e timeouts da forma como estudamos. O PPP também pode oferecer transmissão confiável em ambientes com ruído, como redes sem fio; os detalhes exatos são definidos na RFC 1663. Entretanto, isso raramente é feito na prática. Em vez disso, um padrão adotado ‘ainda sem número’ quase sempre é usado na Internet para oferecer serviço não orientado a conexão sem confirmação.

A Figura 3.17 mostra o formato do quadro PPP. Todos os quadros PPP começam com o byte de flag padrão do HDLC, 0x7E (01111110). O byte de flag é inserido se ocorrer dentro do campo de Carga útil usando o byte de escape 0x7D. O byte seguinte é o XOR entre o byte de escape e 0x20, que inverte o 5^o bit. Por exemplo, 0x7D 0x5E é a sequência de escape para o byte de flag 0x7E. Isso significa que o início e o final dos quadros podem ser pesquisados simplesmente procurando-se pelo byte 0x7E, pois ele não ocorrerá em nenhum outro lugar. A regra de retirada na recepção de um quadro é procurar por 0x7D, removê-lo e realizar o XOR do byte seguinte com 0x20. Além disso, apenas um byte de flag é necessário entre os quadros. Vários bytes de flag podem ser usados para preencher o enlace quando não existem quadros para transmitir.

Após o byte de flag de início do quadro, temos o campo Endereço, que sempre é definido como o valor binário 11111111, indicando que todas as estações devem aceitar o quadro. A utilização desse valor evita o problema da necessidade de atribuição de endereços de enlace de dados.

O campo Controle vem depois do campo Endereço e seu valor-padrão é 00000011. Esse valor indica um quadro não numerado. Como os campos Endereço e Controle sempre são constantes na configuração-padrão, o LCP oferece o mecanismo necessário para as duas partes negociarem uma opção que os omita completamente e economize 2 bytes por quadro.

O quarto campo do quadro PPP é o Protocolo. Sua tarefa é informar o tipo de pacote que se encontra no campo Carga útil. Os códigos que começam com o bit 0 são definidos para o IP versão 4, IP versão 6 e outros protocolos da camada de rede que poderiam ser usados, como IPX e AppleTalk. Os códigos que começam com o bit 1 são utilizados para protocolos de configuração do PPP, incluindo LCP e um NCP diferente para cada protocolo da camada de rede admitido. O tamanho-padrão do campo Protocolo é 2 bytes, mas é possível negociar uma redução para 1 byte, utilizando-se o LCP. Os projetistas talvez tenham sido demasiadamente cuidadosos, achando que algum dia poderia haver mais de 256 protocolos em uso.

O campo Carga útil tem comprimento variável, podendo se estender até o tamanho máximo negociado. Se o comprimento não for negociado com o uso do LCP durante a configuração da linha, será empregado um comprimento-padrão

Figura 3.17 | O formato completo do quadro PPP para a operação no modo não numerado.

de 1.500 bytes. Poderá haver um preenchimento logo após a carga útil, caso seja necessário.

Depois do campo Carga útil, temos o campo Checksum, que normalmente tem 2 bytes, embora seja possível negociar um checksum de 4 bytes, o qual, na verdade, é o mesmo CRC de 32 bits cujo polinômio gerador é mostrado no final da Seção 3.2.2. O checksum de 2 bytes também é um CRC-padrão.

O PPP é um mecanismo de enquadramento que pode transportar os pacotes de vários protocolos por muitos tipos de camadas físicas. Para usar PPP sobre SONET, as escolhas a fazer estão descritas na RFC 2615 (Malis e Simpson, 1999). É utilizado um checksum de 4 bytes, pois esse é o meio principal de detectar erros de transmissão pelas camadas física, de enlace e de rede. Recomenda-se que os campos Endereço, Controle e Protocolo não sejam compactados, pois os enlaces SONET já trabalham com velocidades relativamente altas.

Também há um recurso incomum. A carga útil PPP é misturada (conforme descrevemos na Seção 2.5.1) antes de ser inserida na carga útil SONET. A mistura realiza a operação XOR da carga útil com uma longa sequência pseudoaleatória antes de ser transmitida. O problema é que o fluxo de bits SONET precisa de transições de bits frequentes para realizar a sincronização. Essas transições vêm naturalmente com a variação em sinais de voz, mas na comunicação de dados o usuário escolhe a informação enviada e poderia enviar um pacote com uma longa sequência de 0s. Com a mistura, a probabilidade de um usuário causar problemas enviando uma longa sequência de 0s se torna extrema mente baixa.

Antes que os quadros PPP possam ser transportados por linhas SONET, o enlace PPP precisa ser estabelecido e configurado. As fases pelas quais o enlace passa quando é criado, usado e removido novamente aparecem na Figura 3.18.

O enlace começa com a linha no estado DEAD, o que significa que não há nenhuma conexão na camada física. Depois de estabelecida a conexão na camada física, o enlace passa para a fase ESTABLISH. Nesse ponto, as partes do PPP trocam uma série de pacotes LCP, cada um transportado no campo Carga útil de um quadro PPP, para selecionar as opções do PPP para o enlace a partir das possibilidades mencionadas anteriormente. A parte que inicia propõe opções e a parte que responde as aceita ou rejeita, total ou parcialmente. A parte que responde também pode fazer propostas alternativas.

Se a negociação de opções do LCP for bem-sucedida, o enlace chega à fase AUTHENTICATE. Agora, as duas partes poderão verificar suas identidades mutuamente, se desejarem. Se a autenticação tiver sucesso, o estado NETWORK é alcançado e diversos pacotes NCP são enviados para configurar a camada de rede. É difícil generalizar a respeito dos protocolos NCP, pois cada um é específico a algum protocolo da camada de rede e permite que sejam feitas solicitações de configuração específicas a esse protocolo. Para o IP, por exemplo, a atribuição de endereços IP às duas extremidades do enlace é a possibilidade mais importante.

Quando a fase OPEN é alcançada, o transporte de dados pode ser feito. É nesse estado que os pacotes IP são transportados em quadros PPP pela linha SONET. Quando o transporte de dados é concluído, o enlace entra na fase TERMINATE e, de lá, volta ao estado DEAD quando a conexão da camada física é desativada.

3.5.2 ADSL (ASYMMETRIC DIGITAL SUBSCRIBER LINE)

A ADSL conecta milhões de assinantes domésticos à Internet em taxas de Mbits/s pelo mesmo circuito terminal de telefone usado para o serviço telefônico tradicional. Na Seção 2.5.3, descrevemos como um dispositivo chamado modem DSL é colocado em uma residência. Ele envia bits

Figura 3.18 | Diagrama de estado para ativar e desativar um enlace PPP.

do circuito terminal para um dispositivo chamado DSLAM (DSL Access Multiplexer), na estação local da companhia telefônica. Agora, vamos examinar com mais detalhes como os pacotes são transportados por enlaces ADSL.

A imagem geral para os protocolos e dispositivos usados com ADSL aparece na Figura 3.19. Diferentes protocolos são empregados em diferentes redes, de modo que escolhemos mostrar o caso mais popular. Dentro da casa, um computador envia pacotes IP ao modem DSL usando uma camada de enlace como o padrão Ethernet. O modem DSL, então, envia os pacotes IP do circuito terminal para o DSLAM usando os protocolos que estamos prestes a estudar. No DSLAM (ou um roteador conectado a ele, dependendo da implementação), os pacotes IP são extraídos e entram em uma rede do ISP, de modo que possam alcançar qualquer destino na Internet.

Os protocolos mostrados pelo enlace ADSL na Figura começam de baixo, com a camada física ADSL. Eles são baseados em um esquema de modulação digital, chamado multiplexação por divisão de frequência ortogonal (também conhecido como multitom discreto), como vimos na Seção 2.5.3. Perto do topo da pilha, logo abaixo da camada de rede IP, está o PPP. Esse protocolo é o mesmo PPP que estudamos para transportes de pacote sobre SONET. Ele funciona da mesma maneira para estabelecer e configurar o enlace e transportar pacotes IP.

Entre ADSL e PPP estão ATM e AAL5. Estes são protocolos novos, que ainda não estudamos. O modo de transferência assíncrono, ou ATM (Asynchronous Transfer Mode), foi elaborado no início da década de 90 e lançado com incrível entusiasmo. Ele prometia uma tecnologia de rede que resolveria os problemas de telecomunicações do mundo, reunindo voz, dados, televisão a cabo, telégrafo, pombo-correio, latinhas conectadas por barbante, tambores e tudo o mais em um sistema integrado, que poderia fazer tudo para todos. Isso não aconteceu. Em grande parte, os problemas do ATM eram semelhantes aos que já descrevemos com relação aos protocolos OSI, ou seja, má sincronização, tecnologia, implementação e política. Apesar disso, o ATM teve muito mais sucesso do que o padrão OSI. Embora não tenha ganho o mundo, ele continua sendo muito usado em nichos, incluindo linhas de acesso de banda larga, como DSL, e enlaces de WAN dentro das redes telefônicas.

O ATM é uma camada de enlace baseada na transmissão de células de informação de tamanho fixo. O ‘assíncrono’ em seu nome significa que as células nem sempre precisam ser enviadas da maneira como os bits são continuamente enviados por linhas síncronas, como SONET. As células só precisam ser enviadas quando existe informação para transportar. O ATM é uma tecnologia orientada à conexão. Cada célula transporta um identificador do circuito virtualem seu cabeçalho, e os dispositivos usam esse identificador para encaminhar células ao longo dos caminhos das conexões estabelecidas.

Cada célula possui 53 bytes de extensão, consistindo em uma carga útil de 48 bytes mais um cabeçalho de 5 bytes. Usando células pequenas, o ATM pode dividir a largura de banda de um enlace de camada física entre diferentes usuários, de forma flexível, em fatias finas. Esse recurso é útil quando, por exemplo, são enviados voz e dados por um enlace sem ter longos pacotes de dados, que causariam enormes atrasos nas amostras de voz. A escolha incomum para o tamanho da célula (por exemplo, em comparação com a escolha mais natural de uma potência de 2) é uma indicação de como o projeto do ATM foi político. O tamanho de 48 bytes para a carga útil foi um meio-termo para resolver um impasse entre a Europa, que queria células de 32 bytes, e os Estados Unidos, que queriam células de 64 bytes. Uma breve visão geral do ATM pode ser encontrada em Siu e Jain (1995).

Para enviar dados por uma rede ATM, eles precisam ser mapeados para uma sequência de células. Esse mapeamento é feito com uma camada de adaptação ATM em um processo chamado segmentação e remontagem. Várias camadas de adaptação foram definidas para diferentes serviços, variando de amostras periódicas de voz até pacotes de dados. A principal usada para os pacotes de dados é a camada de adaptação ATM 5, ou AAL5 (ATM Adaptation Layer 5).

Um quadro AAL5 aparece na Figura 3.20. Em vez de um cabeçalho, ele tem um final que oferece o comprimento e um CRC de 4 bytes para detecção de erro. Naturalmente, o CRC é o mesmo usado para redes locais PPP e IEEE 802, como Ethernet. Wang e Crowcroft (1992) mostraram que ele é forte o bastante para detectar erros não tradicionais,

Figura 3.19 | Pilhas de protocolos ADSL.

como reordenação de célula. Assim como uma carga útil, o quadro AAL5 tem preenchimento. Isso encerra o tamanho geral como um múltiplo de 48 bytes, de modo que o quadro pode ser dividido igualmente em células. Não são necessários endereços no quadro, pois o identificador de circuito virtual transportado em cada célula o levará ao destino correto.

Agora que já descrevemos o ATM, só precisamos descrever como o PPP utiliza o ATM no caso da ADSL. Isso é feito com outro padrão, chamado PPPoA (PPP over ATM). Esse padrão não é realmente um protocolo (de modo que não aparece na Figura 3.19), e sim mais uma especificação de como trabalhar com quadros PPP e AAL5. Ele é descrito na RFC 2364 (Gross et al., 1998).

Somente os campos de protocolo e carga útil do PPP são colocados na carga útil do AAL5, como vemos na Figura 3.20. O campo de protocolo indica ao DSLAM no outro extremo se a carga útil é um pacote IP ou um pacote de outro protocolo, como LCP. O canto extremo sabe que as células contêm informações do PPP porque um circuito virtual ATM é estabelecido para essa finalidade.

Dentro do quadro AAL5, o enquadramento PPP não é necessário, pois não teria nenhuma finalidade; ATM e AAL5 já oferecem o enquadramento, e mais seria inútil. O CRC do PPP também não é necessário, pois o AAL5 já inclui o mesmo CRC. Esse mecanismo de detecção de erro suplementa a codificação da camada física da ADSL de um código de Reed-Solomon para correção de erro e um CRC de 1 byte para a detecção de quaisquer erros restantes, não descobertos de outra maneira. Esse esquema tem um mecanismo de recuperação de erros muito mais sofisticado do que quando os pacotes são enviados por uma linha SONET, pois a ADSL é um canal com muito mais ruído.

3.6 RESUMO

A tarefa da camada de enlace de dados é converter o fluxo de dados brutos fornecido pela camada física em um fluxo de quadros a ser utilizado pela camada de rede. A camada de enlace pode apresentar esse fluxo com níveis de confiabilidade variados, desde o serviço não orientado à conexão sem confirmação até o serviço confiável, orientado à conexão.

Diversos métodos de enquadramento são utilizados, inclusive a contagem e a inserção de bytes e de bits. Os protocolos de enlace de dados podem oferecer recursos de controle de erro para a detecção ou correção de quadros danificados e a retransmissão de quadros perdidos. Para evitar que um transmissor rápido sobrecarregue um receptor lento, o protocolo de enlace de dados também pode fornecer controle de fluxo. O mecanismo de janela deslizante é bastante utilizado para integrar os controles de erros de fluxo de maneira simples. Quando o tamanho da janela é de 1 pacote, o protocolo é stop-and-wait.

Os códigos para correção e detecção de erro acrescentam informações redundantes às mensagens usando diversas técnicas matemáticas. Os códigos de convolução e de Reed-Solomon são muito utilizados para correção de erro, mas os códigos de verificação de paridade de baixa densidade estão ganhando popularidade. Os códigos para detecção de erro usados na prática incluem verificações de redundância cíclica e checksums. Todos esses códigos podem ser aplicados na camada de enlace, bem como na camada física e em camadas mais altas.

Examinamos diversos protocolos que oferecem uma camada de enlace confiável usando confirmações e retransmissões, ou ARQ (Automatic Repeat reQuest), sob suposições mais realistas. Começando a partir de um ambiente livre de erros, em que o receptor pode tratar de qualquer quadro que lhe é enviado, apresentamos o controle de fluxo, seguido pelo controle de erro com números de sequência e o algoritmo stop-and-wait. Depois, usamos o algoritmo de janela deslizante para permitir a comunicação bidirecional e apresentamos o conceito de piggybacking. Os dois últimos protocolos realizam o pipeline da transmissão de vários quadros para impedir que o transmissor bloqueie um enlace com um longo atraso de propagação. O receptor pode descartar todos os quadros menos o próximo na sequência, ou então armazenar em buffer os quadros fora de ordem e enviar confirmações negativas, aumentando a eficiência da largura de banda. A primeira estratégia é um protocolo go-back-n, e a segunda é um protocolo de repetição seletiva.

A Internet utiliza o PPP como protocolo de enlace de dados em linhas ponto a ponto. Ele oferece um serviço não orientado a conexões sem confirmação, usando bytes de flag para delimitar quadros e um CRC para detectar erros. Ele é usado para transportar pacotes por uma série de enlaces, incluindo enlaces SONET em redes a longas distâncias e enlaces ADSL para residências.

Figura 3.20 | Quadro AAL5 transportando dados PPP.

PROBLEMAS

1. Um pacote de uma camada superior está dividido em dez quadros, cada um deles com 80% de chance de chegar sem danos. Se o protocolo de enlace de dados não fizer nenhum controle de erros, quantas vezes em média a mensagem deverá ser enviada para que o processo inteiro seja concluído?

2. A codificação de caracteres a seguir é usada em um protocolo de enlace de dados:

A: 01000111; B: 11100011; FLAG: 01111110; ESC: 11100000

Mostre a sequência de bits transmitida (em binário) para o quadro de quatro caracteres A B ESC FLAG quando é utilizado cada um dos métodos de enquadramento a seguir:

(a) Contagem de caracteres.

(b) Bytes de flag com inserção de bytes.

(c) Bytes de flag no início e no fim, com inserção de bits.

3. O fragmento de dados a seguir ocorre no meio de um fluxo de dados para o qual é usado o algoritmo de inserção de bytes descrito no texto: A B ESC C ESC FLAG FLAG D. Qual será a saída após a inserção?

4. Qual é o overhead máximo no algoritmo de inserção de bytes?

5. Um de seus colegas, Avarento, assinalou que é um desperdício encerrar cada quadro com um byte de flag e depois iniciar o próximo com um segundo byte de flag. Um único byte de flag também poderia servir, e um byte economizado é um byte ganho. Você concorda?

6. Uma sequência de bits, 0111101111101111110, precisa ser transmitida na camada de enlace de dados. Qual é a sequência realmente transmitida após a inserção de bits?

7. Você consegue imaginar alguma circunstância em que seria preferível um protocolo de loop aberto (por exemplo, um código de Hamming) aos protocolos de feedback discutidos neste capítulo?

8. Para proporcionar maior confiabilidade que a obtida com um único bit de paridade, um esquema de codificação para detecção de erro utiliza um bit de paridade para verificar todos os bits de numeração ímpar e um segundo para todos os bits de numeração par. Qual é a distância de Hamming desse código?

9. As mensagens de 16 bits são transmitidas com o uso de um código de Hamming. Quantos bits de verificação são necessários para assegurar que o receptor poderá detectar e corrigir erros de único bit? Mostre o padrão de bits transmitido no caso da mensagem 1101001100110101. Suponha que seja usada paridade par no código de Hamming.

10. Um código de Hamming de 12 bits cujo valor hexadecimal é 0xE4F chega a um receptor. Qual era o valor original em hexadecimal? Suponha que não exista mais de 1 bit com erro.

11. Uma forma de detectar erros é transmitir dados como um bloco de n linhas com k bits por linha e acrescentar bits de paridade a cada linha e a cada coluna. O canto inferior direito é um bit de paridade que verifica sua linha e sua coluna. Esse esquema detectará todos os erros simples (isolados)? E os erros duplos? E os erros triplos? Mostre que esse esquema não pode detectar alguns erros de quatro bits.

12. Suponha que sejam transmitidos dados em blocos com tamanhos de 1.000 bits. Qual é a taxa máxima de erro sob a qual o mecanismo de detecção de erro e retransmissão (1 bit de paridade por bloco) é melhor do que usar o código de Hamming? Suponha que os erros de bit sejam independentes um do outro e nenhum erro de bit ocorra durante a retransmissão.

13. Um bloco de bits com n linhas e k colunas utiliza bits de paridade horizontais e verticais para a detecção de erros. Imagine que exatamente 4 bits sejam invertidos em virtude de erros de transmissão. Derive uma expressão para a probabilidade de que o erro não seja detectado.

14. Usando o codificador convolucional da Figura 3.7, qual é a sequência de saída quando a sequência de entrada é 10101010 (da esquerda para a direita) e o estado interno é inicialmente de oito bits 0?

15. Suponha que uma mensagem 1001 1100 1010 0011 seja transmitida usando o checksum da Internet (palavra de 4 bits). Qual é o valor do checksum?

16. Qual é o resto obtido pela divisão de x⁷ + x⁵ + 1 pelo polinômio gerador x³ + 1?

17. Um fluxo de bits 10011101 é transmitido com a utilização do método de CRC-padrão descrito no texto. O polinômio gerador é x³ + 1. Mostre a sequência de bits real transmitida. Suponha que o terceiro bit a partir da esquerda seja invertido durante a transmissão. Mostre que esse erro é detectado na extremidade receptora. Dê um exemplo de erro de bit, na sequência de bits transmitida, que não será detectado pelo receptor.

18. Uma mensagem de 1.024 bits é enviada contendo 992 bits de dados e 32 bits de CRC. O CRC é calculado com o polinômio de CRC de grau 32, do padrão IEEE 802. Para cada um dos seguintes casos, explique se os erros durante a transmissão da mensagem serão detectados pelo receptor:

(a) Houve um erro de bit simples.

(b) Houve dois erros de bits isolados.

(c) Houve 18 erros de bits isolados.

(d) Houve 47 erros de bits isolados.

(e) Houve um erro em rajada longa de 24 bits.

(f) Houve um erro em rajada longa de 35 bits.

19. Na discussão do protocolo ARQ na Seção 3.3.3, esboçamos uma situação que resultou no receptor aceitando duas cópias do mesmo quadro, em decorrência de uma perda do quadro de confirmação. É possível que um receptor aceite várias cópias do mesmo quadro quando nenhum dos quadros (mensagem ou confirmação) foi perdido?

20. Um canal tem uma taxa de bits de 4 kbps e um atraso de propagação de 20 ms. Para que faixa de variação de tamanhos de quadros a técnica stop-and-wait proporciona uma eficiência de pelo menos 50%?

21. No protocolo 3, é possível que o transmissor inicialize o timer quando ele já estiver funcionando? Nesse caso, como isso poderia acontecer? Se não, por que não é possível?

22. Um tronco T1 com o comprimento de 3.000 Km é utilizado para transmitir quadros de 64 bytes usando o pro-

tocolo 5. Se a velocidade de propagação for de 6 µs/Km, quantos bits deverão ter os números de sequência?

23. Imagine que um protocolo de janela deslizante utilize tantos bits para números de sequência que nunca ocorra sobreposição. Que relações devem ser mantidas entre os quatro limites e o tamanho da janela, que é constante e idêntica para o transmissor e o receptor?

24. Se a função between do protocolo 5 verificasse a condição a ≤ b ≤ c em vez da condição a ≤ b < c, isso teria algum efeito sobre a exatidão ou a eficiência do protocolo? Explique sua resposta.

25. No protocolo 6, quando um quadro de dados chega, é feita uma verificação para confirmar se o número de sequência é diferente do esperado, e se no_nak é verdadeira. Se as duas condições forem verdadeiras, será enviada uma NAK. Caso contrário, o timer auxiliar será iniciado. Imagine que o comando else tenha sido omitido. Essa alteração afetaria a exatidão do protocolo?

26. Imagine que o loop while de três instruções próximo ao fim do protocolo 6 fosse removido do código. Isso afetaria a exatidão do protocolo ou apenas o desempenho? Explique sua resposta.

27. A distância entre a Terra e um planeta distante é de aproximadamente 9 × 10¹⁰ m. Qual é a utilização do canal se um protocolo stop-and-wait for usado para a transmissão de quadros em um enlace ponto a ponto de 64 Mbps? Suponha que o tamanho do quadro seja de 32 KB e a velocidade da luz seja de 3 × 10⁸ m/s.

28. No problema anterior, considere que um protocolo de janela deslizante seja usado em seu lugar. Para qual tamanho da janela de transmissão a utilização do enlace será de 100%? Você pode ignorar os tempos de processamento do protocolo no transmissor e no receptor.

29. No protocolo 6, o código de frame_arrival tem uma seção utilizada para NAKs. Essa seção será chamada se o quadro recebido for uma NAK e outra condição for satisfeita. Crie uma situação em que a presença dessa outra condição seja essencial.

30. Considere a operação do protocolo 6 sobre uma linha perfeita (isto é, livre de erros) de 1 Mbps. O tamanho máximo de quadro é de 1.000 bits. Novos pacotes são gerados a cada segundo. O intervalo de timeout é de 10 ms. Se o timer especial de confirmação fosse eliminado, ocorreriam timeouts desnecessários. Quantas vezes a mensagem média seria transmitida?

31. No protocolo 6, MAX_SEQ = 2n – 1. Embora essa condição seja evidentemente desejável para tornar a utilização dos bits de cabeçalho mais eficiente, não demonstramos que ela é essencial. Por exemplo, o protocolo funciona corretamente para MAX_SEQ = 4?

32. Quadros de 1.000 bits são enviados por um canal de 1 Mbps usando um satélite geoestacionário cujo tempo de propagação a partir da Terra é de 270 ms. As confirmações sempre são transportadas por piggyback em quadros de dados. Os cabeçalhos são muito curtos. São utilizados números de sequência de 3 bits. Qual é a utilização máxima do canal que é possível alcançar para:

(a) Stop-and-wait?

(b) Protocolo 5?

(c) Protocolo 6?

33. Calcule a fração da largura de banda desperdiçada em overhead (cabeçalhos e retransmissões) para o protocolo 6 em um canal de satélite de 50 kbps bastante carregado, contendo quadros de dados com 40 bits de cabeçalho e 3.960 bits de dados. Suponha que o tempo de propagação do sinal a partir da Terra até o satélite seja de 270 ms. Os quadros ACK nunca ocorrem. Os quadros NAK têm 40 bits. A taxa de erro para os quadros de dados é de 1% e é insignificante para os quadros NAK. Os números de sequência têm 8 bits.

34. Considere um canal de satélite de 64 kbps livre de erros utilizado para enviar quadros de dados de 512 bytes em um sentido, com confirmações muito curtas voltando no outro sentido. Qual é o throughput máximo para os tamanhos de janelas iguais a 1, 7, 15 e 127? O tempo de propagação entre a Terra e o satélite é de 270 ms.

35. Um cabo com 100 km de comprimento funciona na taxa de dados T1. A velocidade de propagação no cabo é igual a 2/3 da velocidade da luz no vácuo. Quantos bits o cabo pode conter?

36. Cite pelo menos um motivo pelo qual o PPP utiliza a inserção de bytes e não a inserção de bits para evitar que bytes de flag acidentais na carga útil causem confusão.

37. Qual é o overhead mínimo para o envio de um pacote IP usando o PPP? Leve em consideração apenas o overhead introduzido pelo próprio PPP, e não o overhead do cabeçalho IP. Qual é o overhead máximo?

38. Um pacote IP de 100 bytes é transmitido por um circuito terminal usando a pilha de protocolos ADSL. Quantas células ATM serão transmitidas? Descreva seu conteúdo brevemente.

39. O objetivo deste exercício de laboratório é implementar um mecanismo de detecção de erro usando o algoritmo de CRC-padrão descrito no texto. Escreva dois programas, um gerador e um verificador. O programa gerador lê na entrada-padrão uma mensagem de n bits que tem a forma de uma sequência de valores 0 e 1 como uma linha de texto ASCII. A segunda linha é o polinômio de k bits, também em ASCII. A saída-padrão é uma linha de texto ASCII com n + k valores, e 0 e 1 representam a mensagem a ser transmitida. Em seguida, são atribuídos valores de saída ao polinômio, exatamente como ele foi lido na entrada. O programa verificador lê a saída no programa gerador e transmite uma mensagem indicando se ela está correta ou não. Por fim, escreva um programa, chamado alterar, que inverta 1 bit na primeira linha, dependendo de seu argumento (o número do bit, considerando o bit mais à esquerda como igual a 1), mas copie as duas linhas restantes de forma correta. Digitando:

gerador < arquivo | verificador

você deverá ver que a mensagem está correta; porém, digitando

gerador < arquivo | alterar arg | verificador

você deverá obter a mensagem de erro.

CAPÍTULO 4

A subcamada de controle de acesso ao meio

Os enlaces de rede podem ser divididos em duas categorias: a dos que utilizam conexões ponto a ponto e a daqueles que utilizam canais de broadcast. Estudamos os enlaces ponto a ponto no Capítulo 2; este capítulo trata das redes de broadcast e seus protocolos.

Em qualquer rede de broadcast, a questão fundamental é determinar quem tem direito de usar o canal quando há uma disputa por ele. Para tornar essa questão mais clara, considere uma chamada de conferência, na qual seis pessoas, em seis telefones, estão conectadas entre si, de forma que cada uma pode ouvir e falar com todas as outras. É muito provável que, quando uma delas parar de falar, duas ou mais comecem a falar ao mesmo tempo, causando confusão. Em uma reunião face a face, a confusão é evitada por meios externos. Por exemplo, as pessoas levantam a mão para pedir permissão para falar. Quando apenas um canal está disponível, a determinação de quem deve ser o próximo a falar é muito mais difícil. Existem vários protocolos destinados a solucionar o problema, e eles formam o conteúdo deste capítulo. Na literatura, os canais de broadcast às vezes são referidos como canais de multiacesso ou canais de acesso aleatório.

Os protocolos usados para determinar quem será o próximo em um canal de multiacesso pertencem a uma subcamada da camada de enlace de dados, chamada MAC (Medium Access Control). A subcamada MAC é especialmente importante em LANs, particularmente nas sem fios, pois o wireless é naturalmente um canal de broadcast. Em contrapartida, as WANs utilizam enlaces ponto a ponto, com exceção das redes de satélites. Como os canais de multiacesso têm uma relação muito íntima com as LANs, neste capítulo trataremos das LANs em geral, bem como de algumas questões que não fazem parte estritamente da subcamada MAC, mas o assunto principal será o controle do canal.

Tecnicamente, a subcamada MAC é a parte inferior da camada de enlace de dados e, portanto, deveríamos tê-la estudado antes de analisar todos os protocolos ponto a ponto apresentados no Capítulo 3. No entanto, para a maioria das pessoas, a compreensão de protocolos que envolvem várias partes torna-se mais fácil depois que o funcionamento dos protocolos de duas partes é bem compreendido. Por essa razão, nos desviamos um pouco da ordem de apresentação estritamente de baixo para cima.

4.1 O PROBLEMA DA ALOCAÇÃO DE CANAIS

O tema central deste capítulo é definir como alocar um único canal de broadcast entre usuários concorrentes. O canal poderia ser uma parte do espectro sem fio em uma região geográfica, ou um fio isolado ou fibra óptica ao qual vários nós são conectados. Isso não importa. Nos dois casos, o canal conecta cada usuário a todos os outros e qualquer usuário que faz uso completo do canal interfere na utilização que os outros também fazem dele.

Analisaremos primeiro as limitações dos esquemas de alocação estáticos para o tráfego em rajada. Depois, mostraremos as principais premissas usadas para modelar os esquemas dinâmicos que examinaremos nas próximas seções.

4.1.1 ALOCAÇÃO ESTÁTICA DE CANAIS

A maneira tradicional de alocar um único canal, como um tronco telefônico, entre vários usuários concorrentes é dividir sua capacidade usando um dos esquemas de multiplexação que descrevemos na Seção 2.5, como FDM (Frequency Division Multiplexing). Se existem N usuários, a largura de banda é dividida em N partes do mesmo tamanho, e a cada usuário será atribuída uma parte. Como cada usuário tem uma banda de frequência particular, não há interferência entre eles. Quando existe apenas um número pequeno e constante de usuários, cada um dos quais com um fluxo constante ou uma carga de tráfego pesada, essa divisão é um mecanismo de alocação simples e eficiente. Um exemplo de uso sem fios são as estações de rádio FM. Cada estação recebe uma parte da banda de FM e a utiliza, na maior parte do tempo, para transmitir seu sinal.

No entanto, quando o número de transmissores é grande e continuamente variável, ou quando o tráfego ocorre em rajadas, a FDM apresenta alguns problemas. Se o espectro for dividido em N regiões, e menos de N usuários estiverem interessados em estabelecer comunicação no momento, uma grande parte de espectro valioso será desperdiçada e, se mais de N usuários quiserem se comunicar, alguns deles terão o acesso negado por falta de largura de banda, mesmo que alguns dos usuários aos quais uma banda de frequência foi alocada raramente transmitam ou recebam dados.

Porém, mesmo supondo que o número de usuários poderia ser, de algum modo, mantido constante em N, a

divisão de um único canal disponível em subcanais estáticos revela uma ineficiência inerente. O problema básico é que, quando alguns usuários ficam inativos, sua largura de banda é simplesmente perdida. Eles não estão utilizando essa largura de banda, e ninguém mais pode fazê-lo. Uma alocação estática não é apropriada para a maioria dos sistemas de computadores em que o tráfego de dados ocorre em rajadas (são comuns relações de 1.000:1 entre o tráfego de pico e o tráfego médio). Em consequência disso, a maioria dos canais permanecerá ociosa na maior parte do tempo.

O fraco desempenho da FDM estática pode ser facilmente visto com um simples cálculo da teoria do enfileiramento. Vamos começar com o atraso de tempo médio, T, para um canal com capacidade C bps. Consideramos que os quadros chegam aleatoriamente, com uma taxa de chegada de l quadros/s. O comprimento de cada quadro varia, com um comprimento médio de 1/m bits. Com esses parâmetros, a taxa de serviço do canal é mC quadros/s. Pela teoria do enfileiramento, o resultado é

(Para os curiosos, esse resultado é para uma fila “M/M/1”. Ele requer que a aleatoriedade dos tempos entre as chegadas e os comprimentos de quadro siga uma distribuição exponencial ou, de modo equivalente, obedeça a uma série de Poisson.)

Em nosso exemplo, se C é 100 Mbps, o comprimento do quadro médio, 1/m, é 10.000 bits e a taxa de chegada de quadros, l, é 5.000 quadros/s, então T = 200 ms. Observe que, se ignorarmos o atraso de enfileiramento e simplesmente perguntarmos quanto tempo é necessário para enviar um quadro de 10.000 bits em uma rede de 100 Mbps, obteremos a resposta (incorreta) de 100 ms. Esse resultado só é valido quando não há disputa pelo canal.

Agora, vamos dividir o único canal em N subcanais independentes, cada um com capacidade de C/N bps. A taxa média de entrada em cada um dos subcanais será, agora, l/N. Ao recalcularmos T, obteremos:

O atraso médio para o canal dividido é N vezes pior do que seria se todos os quadros estivessem, de alguma forma mágica, distribuídos de maneira ordenada em uma grande fila central. Esse mesmo resultado explica por que um banco cheio de caixas eletrônicos funciona melhor com uma única fila alimentando todas as máquinas do que uma fila separada à frente de cada máquina.

Os mesmos argumentos que se aplicam à FDM também se aplicam a outras formas de dividir o canal estaticamente. Se usássemos a multiplexação por divisão de tempo, ou TDM (Time Division Multiplexing), e alocássemos cada usuário a cada n-ésimo slot de tempo, e ainda se um usuário não empregar o slot alocado, este será simplesmente desperdiçado. O mesmo é válido se dividirmos as redes fisicamente. Usando mais uma vez nosso exemplo anterior, se substituíssemos a rede de 100 Mbps por dez redes de 10 Mbps e fizéssemos a alocação estática de cada usuário a uma delas, o atraso médio saltaria de 200 ms para 2 ms.

Como nenhum dos métodos estáticos tradicionais de alocação de canais funciona bem com um tráfego em rajada, agora trataremos dos métodos dinâmicos.

4.1.2 PREMISSAS PARA A ALOCAÇÃO DINÂMICA DE CANAIS

Antes de começarmos a descrever o primeiro dos muitos métodos de alocação de canais a ser discutidos neste capítulo, vale a pena formular cuidadosamente o problema da alocação. Existem cinco premissas fundamentais subjacentes a todo trabalho realizado nessa área, que serão descritas a seguir.

1. Tráfego independente. O modelo consiste em N estaçõesindependentes (computadores, telefones), cada qual com um programa ou usuário que gera quadros para transmissão. O número esperado de quadros gerados em um intervalo de duração Δt é lDt, onde l é uma constante (a taxa de chegada de novos quadros). Uma vez gerado um quadro, a estação é bloqueada e nada faz até que o quadro tenha sido transmitido com êxito.

2. Premissa de canal único. Um único canal está disponível para todas as comunicações. Todas as estações podem transmitir e receber por ele. As estações são consideradas igualmente capazes, embora os protocolos possam atribuir diferentes papéis (por exemplo, prioridades) a elas.

3. Colisões observáveis. Se dois quadros são transmitidos simultaneamente, eles se sobrepõem no tempo, e o sinal resultante é adulterado. Esse evento é denominado colisão. Todas as estações podem detectar colisões. Um quadro que tenha sofrido colisão terá de ser retransmitido posteriormente. Não há outros erros além dos gerados por colisões.

4. Tempo contínuo ou segmentado (slotted). O tempo pode ser considerado contínuo, caso em que a transmissão do quadro pode começar a qualquer instante. Como alternativa, o tempo pode ser segmentado ou dividido em intervalos discretos (slots). As transmissões de quadros sempre começam no início de um slot. Um slot pode conter 0, 1 ou mais quadros, correspondentes a um slot ocioso, a uma transmissão bem-sucedida ou a uma colisão, respectivamente.

5. Detecção de portadora (carrier sense) ou sem detecção de portadora. Com a premissa de detecção de portadora, as estações conseguem detectar se o canal está sendo usado antes de tentar utilizá-lo. Se for detectado que o canal está ocupado, nenhuma estação tentará usá-lo até que ele fique livre. Se não houver detecção de portadora, as estações não conseguem detectar o canal antes de tentar utilizá-lo. Elas simplesmente vão em frente e transmitem. Somente mais tarde conseguem determinar se a transmissão foi ou não bem-sucedida.

Ainda é necessário discutir essas premissas um pouco mais. A primeira diz que as chegadas de quadro são independentes, entre estações ou em uma estação específica, e que os quadros são gerados de modo imprevisível, mas a uma taxa constante. Na realidade, essa premissa não é um modelo de tráfego de rede particularmente bom, pois sabemos que os pacotes chegam em rajadas por um intervalo de escalas de tempo (Paxson e Floyd, 1995; e Leland et al., 1994). Apesar disso, modelos de Poisson, como normalmente são chamados, são úteis porque são matematicamente tratáveis. Eles nos ajudam a analisar protocolos para entender, em linhas gerais, como o desempenho muda ao longo de um intervalo de operação e como ele se compara com outros projetos.

A premissa de canal único é o núcleo do modelo. Não existem formas externas de comunicação. As estações não podem levantar as mãos para solicitar que o professor lhes permita falar, de modo que precisaremos de soluções melhores.

As três premissas restantes dependem da engenharia do sistema, e diremos quais premissas são mantidas quando examinarmos um protocolo em particular.

A premissa de colisão também é básica. As estações precisam de um modo de detectar colisões se tiverem de transmitir quadros em vez de deixar que se percam. Para canais com fio, o hardware do nó pode ser projetado para detectar colisões quando elas ocorrerem. As estações podem, então, terminar suas transmissões prematuramente para evitar desperdiçar capacidade. Essa detecção é muito mais difícil para canais sem fio, de modo que as colisões normalmente são deduzidas após o fato, pela falta de um quadro de confirmação esperado. Também é possível que alguns quadros envolvidos em uma colisão sejam recebidos com sucesso, dependendo dos detalhes dos sinais e do hardware de recepção. Contudo, essa situação não é o caso comum, de modo que iremos supor que todos os quadros envolvidos em uma colisão são perdidos. Também veremos protocolos projetados para impedir colisões em primeiro lugar.

O objetivos da duas premissas alternativas em relação ao tempo é que o tempo segmentado pode ser usado para melhorar o desempenho. Porém, é preciso que as estações sigam um relógio mestre ou sincronizem suas ações entre si para dividir o tempo em intervalos distintos. Logo, ele nem sempre está disponível. Discutiremos e analisaremos os sistemas com os dois tipos de tempo. Para determinado sistema, somente um deles é válido.

Da mesma forma, uma rede pode ter a detecção de portadora ou não. Em geral, as redes com fio têm detecção de portadora. No entanto, as redes sem fio não podem usá-la de forma efetiva, porque nem toda estação pode estar dentro da faixa de rádio das outras. De modo semelhante, a detecção de portadora não estará disponível em outros ambientes nos quais uma estação não pode se comunicar diretamente com outras estações, por exemplo, um modem a cabo no qual as estações precisam se comunicar pelo headend do cabo. Observe que a palavra “portadora” (carrier), nesse sentido, se refere ao sinal elétrico enviado pelo cabo, e não tem nenhuma relação com concessionárias de comunicações (common carriers) – por exemplo, as empresas de telefonia – que remontam à época do Pony Express.

Para evitar qualquer mal-entendido, vale a pena observar que nenhum protocolo de multiacesso garante entrega confiável. Mesmo na ausência de colisões, o receptor pode ter copiado parte do quadro incorretamente por diversos motivos. Outras partes da camada de enlace ou de camadas superiores oferecem confiabilidade.

4.2 PROTOCOLOS DE ACESSO MÚLTIPLO

Existem muitos algoritmos conhecidos para alocar um canal de acesso múltiplo. Nas seções a seguir, estudaremos uma pequena amostra dos mais interessantes e apresentaremos alguns exemplos de sua utilização.

4.2.1 ALOHA

A história do nosso primeiro protocolo de acesso múltiplo, ou MAC, começa no Havaí primitivo, no início da década de 70. Nesse caso, ‘primitivo’ pode ser interpretado como ‘não tendo um sistema telefônico funcional’. Isso não tornava a vida mais agradável para o pesquisador Norman Abramson e seus colegas da Universidade do Havaí, que estavam tentando conectar usuários nas ilhas remotas ao computador principal em Honolulu. Esticar seus próprios cabos sob o Oceano Pacífico estava fora de cogitação e, portanto, eles procuravam uma solução diferente.

A solução encontrada usava rádios de curta distância, com cada terminal de usuário compartilhando a mesma frequência upstream para enviar quadros ao computador central. Isso incluía um método simples e elegante para resolver o problema de alocação de canal. Seu trabalho foi ampliado por vários pesquisadores desde então (Schwartz e Abramson, 2009). Embora o trabalho de Abramson, denominado sistema ALOHA, usasse a radiofrequência terrestre, a ideia básica é aplicável a qualquer sistema em que

usuários sem nenhuma coordenação estão competindo pelo uso de um único canal compartilhado.

Descreveremos aqui duas versões do ALOHA: original e slotted. Elas diferem quanto ao fato de o tempo ser contínuo, como na versão original, ou dividido em slots discretos em que todos os quadros devem se encaixar.

ALOHA Original

A ideia básica de um sistema ALOHA é simples: permitir que os usuários transmitam sempre que tiverem dados para enviar. Naturalmente, haverá colisões, e os quadros que colidirem serão danificados. Os transmissores precisam, de alguma maneira, descobrir se isso acontece. No sistema ALOHA, após cada estação ter transmitido seu quadro para o computador central, este computador retransmite o quadro para todas as estações. Desse modo, uma estação transmissora pode escutar por broadcast a partir do hub para ver se seu quadro passou. Em outros sistemas, como nas LANs com fios, o transmissor precisa ser capaz de escutar colisões enquanto transmite.

Se o quadro foi destruído, o transmissor apenas espera um período aleatório e o envia novamente. O tempo de espera deve ser aleatório, caso contrário os mesmos quadros continuarão a colidir repetidas vezes, de forma inflexível. Os sistemas em que vários usuários compartilham um canal comum de forma que possa gerar conflitos em geral são conhecidos como sistemas de disputa.

A Figura 4.1 mostra um esboço da geração de quadros em um sistema ALOHA. Os quadros foram criados com o mesmo comprimento porque o throughput dos sistemas ALOHA é maximizado quando o comprimento dos quadros é uniforme em vez de variável.

Sempre que dois quadros tentarem ocupar o canal ao mesmo tempo, haverá uma colisão e ambos serão danificados. Se o primeiro bit de um novo quadro se sobrepuser apenas ao último bit de um quadro quase terminado, os dois quadros serão totalmente destruídos (ou seja, terão checksums incorretos) e terão de ser retransmitidos posteriormente. O checksum não consegue (e não deve) fazer distinção entre uma perda total e uma perda parcial. Quadro com erro é quadro com erro, sem distinções.

Uma questão interessante é: qual é a eficiência de um canal ALOHA? Em outras palavras, que fração de todos os quadros transmitidos escapa de colisões nessas circunstâncias tão confusas? Vamos considerar primeiro um conjunto infinito de usuários interativos em seus terminais (estações). O usuário sempre se encontra em um de dois estados: digitação ou espera. Inicialmente, todos os usuários estão no estado de digitação. Quando uma linha é conectada, o usuário para de digitar e espera uma resposta. Então, a estação transmite um quadro contendo a linha e verifica o canal para saber se a transmissão foi bem-sucedida. Em caso afirmativo, o usuário vê a resposta e volta a digitar. Caso contrário, ele continua a esperar e o quadro é retransmitido continuamente até ser enviado com êxito.

O ‘tempo de quadro’ representa o período necessário para transmitir o quadro-padrão de comprimento fixo (isto é, o comprimento do quadro dividido pela taxa de bits). Nesse ponto, supomos que os novos quadros sejam gerados pelas estações de acordo com uma distribuição de Poisson, com uma média de N quadros por tempo de quadro. (A premissa de população infinita é necessária para garantir que N não diminuirá à medida que os usuários forem bloqueados). Se N > 1, a comunidade de usuários está gerando quadros em uma taxa superior à capacidade do canal, e praticamente todos os quadros sofrerão colisões. Para um throughput razoável, esperaríamos 0 < N < 1.

Além dos novos quadros, as estações também geram retransmissões de quadros que sofreram colisões anteriormente. Vamos supor ainda que os quadros antigos e novos combinados também sejam uma distribuição de Poisson, com média G por tempo de quadro. Evidentemente, G ≥ N. Em situações de carga baixa (ou seja, N ≈ 0), ocorrerão poucas colisões e, portanto, haverá poucas retransmissões. Por conseguinte, G ≈ N. Em situações de carga alta, ocorrerão várias colisões e, portanto, G > N. Para qualquer carga, o throughput S é simplesmente a carga oferecida, G, multiplicada pela probabilidade P₀ de uma transmissão ser

Figura 4.1 | No ALOHA original, os quadros são transmitidos em tempos totalmente arbitrários.

bem-sucedida – isto é, S = GP₀, onde P₀ é a probabilidade de um quadro não sofrer colisão.

Um quadro não sofrerá colisão se nenhum outro for enviado dentro de um tempo de quadro a partir de seu início, como mostra a Figura 4.2. Em que condições o quadro sombreado chegará sem erros? Seja t o tempo necessário para enviar um quadro. Se qualquer outro usuário tiver gerado um quadro no intervalo entre t₀ e t₀ + t, o final desse quadro colidirá com o início do quadro sombreado. Na verdade, esse quadro já estava condenado antes de o primeiro bit ser transmitido; porém, como no ALOHA original uma estação não escuta o canal antes de transmitir, não há como saber se já havia outro quadro a caminho. Da mesma forma, qualquer outro quadro iniciado entre t₀ + t e t₀ + 2t colidirá com o final do quadro sombreado.

A probabilidade de k quadros serem gerados durante determinado tempo de quadro, no qual G quadros são esperados, é obtida pela distribuição de Poisson

(4.2)

e, portanto, a probabilidade de zero quadros é simplesmente e^–G. Em um intervalo com duração de dois tempos de quadro, o número médio de quadros gerados é 2G. A probabilidade de nenhum outro quadro ser iniciado durante todo o período de vulnerabilidade é, portanto, indicada por P = e^–2G. Usando S = GP , obtemos:

S = Ge⁻²G

A Figura 4.3 mostra a relação entre o tráfego oferecido e o throughput. O throughput máximo ocorre em G = 0,5, com S = 1/2e, o que corresponde aproximadamente a 0,184. Em outras palavras, o melhor que podemos esperar é uma utilização de canal de 18 por cento. Esse resultado não é muito animador, mas, com todas as pessoas transmitindo à vontade, dificilmente poderíamos esperar uma taxa de 100 por cento de êxito.

Slotted ALOHA

Logo depois que o ALOHA entrou em cena, Roberts (1972) publicou um método para duplicar a capacidade de um sistema ALOHA. Sua proposta era dividir o tempo em intervalos discretos, chamados slots, com cada intervalo correspondendo a um quadro. Esse método exige que os usuários concordem em relação às fronteiras dos slots. Uma forma de alcançar a sincronização entre os usuários seria ter uma estação especial que emitisse um sinal sonoro no início de cada intervalo, como um relógio.

No método de Roberts, que passou a ser conhecido como slotted ALOHA –, em contraste com o ALOHA original de Abramson – um computador não tem permissão para transmitir sempre que o usuário digita uma linha. Em vez disso, é necessário esperar o início do próximo slot. Consequentemente, o ALOHA original contínuo transforma-se em um sistema discreto. O período de vulnerabilidade está agora reduzido à metade. Para verificar isso, examine a Figura 4.3 e imagine as colisões que agora são possíveis. A probabilidade de não haver outro tráfego durante o mesmo slot de nosso quadro de teste é e^–G, o que nos leva a:

S = Ge⁻G (4.3)

Como podemos ver na Figura 4.3, a taxa máxima do slotted ALOHA é G = 1, com um throughput S = 1/e, ou aproximadamente 0,368, o dobro do ALOHA original. Se o sistema estiver funcionando a uma taxa de G = 1, a probabilidade de um slot vazio será 0,368 (pela Equação 4.2). O melhor que podemos esperar com a utilização de um slotted ALOHA é 37 por cento de slots vazios, 37 por cento de sucessos e 26 por cento de colisões. O funcionamento em valores superiores de G reduz o número de slots vazios, mas aumenta exponencialmente o número de colisões. Para ver como ocorre esse rápido crescimento de colisões com G, considere a transmissão de um quadro de teste. A probabilidade de ele evitar uma colisão é

Figura 4.2 | Período de vulnerabilidade do quadro sombreado.

Figura 4.3 | Throughput em comparação com o tráfego oferecido para sistemas ALOHA.

de e^–G, que é a probabilidade de todos os outros usuários estarem inativos nesse slot. A probabilidade de uma colisão é, então, apenas 1 − e⁻G. A probabilidade de uma transmissão exigir exatamente k tentativas (ou seja, k − 1 colisões seguidas por uma transmissão bem-sucedida) é

P = e⁻G (1 − e⁻G)k ^{− 1}

O número esperado de transmissões, E, por cada linha digitada em um terminal é, portanto,

4.2.2 PROTOCOLOS DE ACESSO MÚLTIPLO COM DETECÇÃO DE PORTADORA

Com o slotted ALOHA, a melhor utilização de canal que é possível conseguir é 1/e. Isso não surpreende, pois, com as estações transmitindo à vontade, sem prestar atenção ao que as outras estão fazendo, é provável que ocorram muitas colisões. Porém, em LANs, as estações podem detectar o que outras estão fazendo e, então, adaptam seu comportamento de acordo com essa situação. Essas redes podem atingir uma utilização melhor que 1/e. Nesta seção, estudaremos alguns protocolos que melhoram o desempenho da rede.

Como resultado da dependência exponencial de E em relação a G, pequenos aumentos na carga do canal podem reduzir drasticamente seu desempenho.

O slotted ALOHA é importante por uma razão que, em princípio, talvez não seja óbvia. Ele foi criado na década de 70, foi usado em alguns sistemas experimentais e depois foi quase esquecido. Quando foi criado o acesso à Internet por cabo, surgiu o problema de como alocar um canal compartilhado entre vários usuários concorrentes, e o slotted ALOHA foi resgatado para salvar a situação. Posteriormente, várias etiquetas de RFID falando com o mesmo leitor de RFID ocasionaram outra variação do mesmo problema. O slotted ALOHA, com um punhado de outras ideias misturadas, novamente veio ao socorro. Com frequência, protocolos perfeitamente válidos caem em desuso por razões políticas (por exemplo, quando alguma grande empresa deseja que todas as outras sigam seu modelo) ou em virtude de tendências tecnológicas em constante mudança. Então, anos depois, alguém inteligente percebe que um protocolo descartado muito antes resolve seu problema atual. Por essa razão, neste capítulo estudaremos diversos protocolos elegantes que não são muito utilizados hoje, mas que poderiam facilmente ser empregados em aplicações futuras, desde que projetistas de redes em números suficientes tivessem conhecimento deles. É claro que também estudaremos muitos protocolos bastante usados atualmente.

Os protocolos nos quais as estações escutam uma portadora (isto é, uma transmissão) e funcionam de acordo com ela são denominados protocolos com detecção de portadora. Muitos deles têm sido propostos e já há muito tempo foram analisados com detalhes. Por exemplo, consulte Kleinrock e Tobagi (1975). A seguir, mencionaremos algumas versões dos protocolos com detecção de portadora.

CSMA persistente e não persistente

O primeiro protocolo com detecção de portadora que estudaremos aqui denomina-se CSMA (Carrier Sense Multiple Access) 1-persistente. Esse é um nome extenso para indicar o esquema CSMA mais simples. Quando uma estação tem dados a transmitir, primeiro ela escuta o canal para ver se mais alguém está transmitindo no momento. Se o canal estiver desocupado, as estações enviam seus dados. Caso contrário, se o canal estiver ocupado, a estação espera até que ele fique desocupado. Então, a estação transmite um quadro. Se ocorrer uma colisão, a estação espera um intervalo de tempo aleatório e começa tudo de novo. Esse protocolo é denominado 1-persistente porque a estação transmite com probabilidade 1 sempre que encontra o canal desocupado.

Você poderia esperar que esse esquema evitasse colisões, exceto no caso raro de transmissões simultâneas, mas na verdade isso não acontece. Se duas estações estão prontas no meio da transmissão de uma terceira estação, ambas

esperarão educadamente até que a transmissão termine e, depois, ambas começarão a transmitir simultaneamente, resultando em uma colisão. Se elas não fossem tão impacientes, haveria menos colisões.

De modo mais sutil, o atraso de propagação tem um efeito importante sobre as colisões. Há uma chance de que, logo após uma estação começar a transmitir, outra estação fique pronta para transmitir e escutar o canal. Se o sinal da primeira estação ainda não tiver atingido a segunda, esta detectará um canal desocupado e também começará a transmitir, resultando em uma colisão. Essa probabilidade depende do número de quadros que cabem no canal, ou o produto largura de banda-atraso do canal. Se apenas uma pequena fração do quadro couber no canal, o que é o caso na maioria das LANs, uma vez que o atraso de propagação é pequeno, o risco de uma colisão acontecer é pequeno. Quanto maior o produto largura de banda-atraso, maior será a importância desse efeito e pior será o desempenho do protocolo.

Mesmo assim, esse protocolo tem um desempenho bem melhor que o ALOHA original, pois ambas as estações respeitam a transmissão e desistem de interferir no quadro de uma terceira estação. Exatamente o mesmo se aplica ao slotted ALOHA.

Um segundo protocolo com detecção de portadora é o CSMA não persistente. Nesse protocolo, é feita uma tentativa consciente de ser menos ávido que no protocolo anterior. Antes de transmitir, a estação escuta o canal e, se ninguém mais estiver transmitindo, inicia a transmissão. No entanto, se o canal já estiver sendo utilizado, a estação não permanecerá escutando continuamente a fim de se apoderar de imediato do canal após detectar o fim da transmissão anterior. Em vez disso, a estação aguardará durante um intervalo aleatório e, em seguida, repetirá o algoritmo. Consequentemente, esse algoritmo leva a uma melhor utilização do canal, e a atrasos maiores do que no CSMA 1-persistente.

O último protocolo é o CSMA p-persistente. Ele se aplica a canais segmentados (slotted) e funciona da forma apresentada a seguir. Quando está pronta para transmitir, a estação escuta o canal. Se ele estiver desocupado, a estação transmite com uma probabilidade p. Com uma probabilidade q = 1 − p, haverá um adiamento até o próximo slot. Se este também estiver desocupado, haverá uma transmissão ou um novo adiamento, com probabilidades p e q. Esse processo se repete até o quadro ser transmitido ou até que outra estação tenha iniciado uma transmissão. Neste último caso, ela age como se tivesse ocorrido uma colisão (ou seja, aguarda durante um intervalo aleatório e reinicia a transmissão). Se inicialmente detectar que o canal está ocupado, a estação espera pelo próximo slot e aplica o algoritmo anterior. O IEEE 802.11 usa uma melhoria do CSMA p-persistente, que discutiremos na Seção 4.4.

A Figura 4.4 mostra o throughput calculado em comparação com o tráfego oferecido para todos os três protocolos, bem como para o ALOHA original e o slotted ALOHA.

CSMA com detecção de colisões

Os protocolos CSMA persistentes e não persistentes claramente são um avanço em relação ao ALOHA, pois garantem que nenhuma estação começará a transmitir ao perceber que o canal está ocupado. Porém, se duas estações perceberem que o canal está desocupado e começarem a transmitir simultaneamente, seus sinais ainda causarão colisão. Outro avanço é que as estações podem detectar a colisão rapidamente e interromper a transmissão de forma abrupta (em vez de completá-la), pois não têm como reparar a situação. Essa estratégia economiza tempo e largura de banda.

Esse protocolo, conhecido como CSMA/CD (CSMA with Collision Detection), é a base da LAN Ethernet clássica; assim, vale a pena dedicarmos algum tempo a examiná-lo em detalhes. É importante observar que a detecção de colisão é um processo analógico. O hardware da

Figura 4.4 | Comparação entre a utilização do canal e a carga de vários protocolos de acesso aleatório.

estação deve escutar o canal enquanto está transmitindo. Se o sinal que ela lê de volta for diferente do sinal que está enviando, ela saberá que está havendo uma colisão. As implicações são que um sinal recebido não deverá ser pequeno em comparação com o sinal transmitido (o que é difícil para as redes sem fio, pois os sinais recebidos podem ser um milhão de vezes mais fracos do que os sinais transmitidos) e que a modulação deve ser escolhida para permitir que as colisões sejam detectadas (por exemplo, uma colisão de dois sinais de 0 volt pode muito bem ser impossível de detectar).

O CSMA/CD e vários outros protocolos de LANs utilizam o modelo conceitual apresentado na Figura 4.5. No ponto marcado com t₀, uma estação terminou a transmissão de seu quadro. Qualquer outra estação que tenha um quadro a ser enviado pode transmiti-lo. Se duas ou mais estações decidirem transmitir simultaneamente, haverá uma colisão. Se uma estação detecta uma colisão, ela cancela sua transmissão, espera um intervalo aleatório e, em seguida, tenta novamente (supondo que nenhuma outra estação tenha começado a transmitir nesse ínterim). Dessa forma, nosso modelo de CSMA/CD consistirá em períodos alternados de disputa e de transmissão, com a ocorrência de períodos de inatividade quando todas as estações estiverem em repouso (por exemplo, por falta de trabalho).

Agora, vamos analisar mais de perto os detalhes do algoritmo de disputa. Suponha que duas estações comecem uma transmissão no instante exato t₀. Quanto tempo elas levarão para perceber que houve uma colisão? A resposta a essa pergunta é essencial para determinar a duração do intervalo de disputa e, portanto, quais serão o atraso e o throughput.

O tempo mínimo para a detecção de uma colisão é apenas o tempo que o sinal leva para se propagar de uma estação até a outra. Com base nesse raciocínio, você poderia pensar que uma estação que não detectasse uma colisão durante um intervalo igual ao tempo de propagação em todo o cabo, após ter iniciado sua transmissão, teria certeza de haver se apoderado do cabo. Com o termo “apoderado”, queremos dizer que todas as outras estações sabem da transmissão e não interferirão. Essa conclusão está incorreta.

Considere a pior hipótese possível a seguir. Seja τ o tempo de propagação de um sinal entre as duas estações mais distantes. Em t0, uma estação começa a transmitir. Em t0 + τ − e, um instante antes de o sinal chegar à estação mais distante, essa estação também começa a transmitir. É claro que ela detecta a colisão quase instantaneamente e para, mas o pequeno ruído causado pela colisão não retorna à estação original até o período 2τ − e. Em outras palavras, na pior das hipóteses, uma estação só poderá ter certeza de ter se apoderado do canal após transmitir durante o período 2τ sem escutar uma colisão.

Compreendendo isso, podemos pensar na disputa do CSMA/CD como um sistema slotted ALOHA, com uma largura de slot igual a 2τ. Em um cabo coaxial de 1 km de comprimento, τ ≈ 5ms. A diferença para CSMA/CD em comparação com o slotted ALOHA é que os slots em que apenas uma estação transmite (ou seja, em que o canal é apoderado) são acompanhados pelo restante de um quadro. Essa diferença melhorará bastante o desempenho se o tempo do quadro for muito maior que o tempo de propagação.

4.2.3 PROTOCOLOS LIVRES DE COLISÃO

Embora as colisões não ocorram com o CSMA/CD depois que uma estação captura o canal sem ambiguidade, elas ainda podem ocorrer durante o período de disputa. Essas colisões afetam de modo adverso o desempenho do sistema, em especial quando o cabo é longo (ou seja, quando τ é grande) e os quadros são curtos. As colisões não só reduzem a largura de banda, mas também tornam variável o tempo para transmitir um quadro, o que não é bom para um tráfego em tempo real, como VoIP. Além disso, o CSMA/CD não é aplicável de maneira universal.

Nesta seção, examinaremos alguns protocolos que resolvem a disputa pelo canal sem a ocorrência de colisões, nem mesmo durante o período de disputa. A maioria desses protocolos não é usada atualmente em sistemas importantes, mas, em um campo que muda rapidamente, a existência de alguns protocolos com excelentes propriedades disponíveis para sistemas futuros frequentemente é algo bom.

Figura 4.5 | O CSMA/CD pode estar em um destes três estados: disputa, transmissão ou inatividade.

Nos protocolos que descreveremos, vamos supor que existam exatamente N estações, cada uma programada com um endereço exclusivo de 0 até N − 1. O fato de que algumas estações talvez possam estar inativas durante parte do tempo não tem importância. Também supomos que o atraso de propagação é desprezível. A pergunta básica permanece: que estação terá a posse do canal após uma transmissão bem-sucedida? Continuaremos a utilizar o modelo mostrado na Figura 4.5 com seus slots discretos de disputa.

O protocolo bit-map

Em nosso primeiro protocolo livre de colisão, o método básico bit-map, cada período de disputa consiste em exatamente N slots. Se tiver um quadro para transmitir, a estação 0 envia um bit 1 durante o slot número zero. Nenhuma outra estação poderá transmitir durante esse slot. Independentemente do que a estação 0 fizer, a estação 1 terá a oportunidade de transmitir um bit 1 durante o slot 1, mas apenas se tiver um quadro na fila para ser enviado. Em geral, é possível que a estação j informe que tem um quadro para transmitir inserindo um bit 1 no slot j. Depois que todos os N slots tiverem passado, cada estação terá total conhecimento de quais estações desejam transmitir. Nesse ponto, elas começam a transmitir em ordem numérica (ver Figura 4.6).

Como todas as estações concordam sobre quem será a próxima a transmitir, nunca haverá colisões. Após a última estação ter transmitido seu quadro, um evento que todas as estações podem monitorar com facilidade, inicia-se outro período de disputa de N bits. Se uma estação ficar pronta logo após seu slot de bits ter passado, ela não conseguirá transmitir e precisará permanecer inativa até que todas as outras estações tenham tido a chance de transmitir e o bit-map tenha voltado a passar por ela.

Protocolos como esse, nos quais o desejo de transmitir é difundido antes de ocorrer a transmissão real, são chamados protocolos de reserva, pois eles reservam a propriedade do canal com antecedência e impedem colisões. Vamos analisar rapidamente o desempenho desse protocolo. Para facilitar, mediremos o tempo em unidades do slot de bits de disputa, com os quadros de dados consistindo em d unidades de tempo.

Em condições de carga baixa, o bit-map simplesmente será repetido várias vezes, por falta de quadros de dados. Considere a situação do ponto de vista de uma estação com numeração baixa, como 0 ou 1. Normalmente, quando ela fica pronta para enviar, o slot ‘atual’ estará em algum ponto no meio do bit-map. Em média, a estação terá de esperar N/2 slots para que a varredura atual seja concluída e mais N slots completos até que a varredura seguinte se encerre, para poder começar a transmitir.

As estações que estiverem aguardando e tiverem números mais altos obterão resultados melhores. Em geral, essas estações só precisarão esperar pela metade de uma varredura (N/2 slots de bits) antes de iniciar a transmissão. As estações com numeração mais alta raramente precisam esperar pela próxima varredura. Como as estações de numeração baixa precisam esperar em média 1,5 N slot e as de numeração alta precisam esperar em média 0,5 N slot, a média para todas as estações é N slots.

É fácil calcular a eficiência do canal em carga baixa. O overhead por quadro é de N bits, e o volume de dados é de d bits, o que resulta em uma eficiência igual a d/(d + N).

Sob carga alta, quando todas as estações têm algo a enviar o tempo todo, o período de disputa de N bits é dividido proporcionalmente entre N quadros, produzindo um overhead de apenas 1 bit por quadro, ou uma eficiência igual a d/(d + 1). O atraso médio para um quadro é equivalente à soma do tempo de espera na fila dentro da estação, mais um adicional de (N − 1)d + N, uma vez que ele alcança o início de sua fila interna. Esse intervalo é o tempo necessário para esperar até que todas as outras estações tenham sua vez para enviar um quadro e outro bit-map.

Passagem de tokens

A essência do protocolo bit-map é que ele permite que cada estação transmita um quadro por vez, em uma or dem predefinida. Outra forma de realizar a mesma coisa é passar uma pequena mensagem, chamada token ou sinal, de uma estação para a seguinte, na mesma ordem predefinida. O token representa a permissão para enviar. Se uma estação tem um quadro na fila para transmissão quando recebe o token, ela pode enviar esse quadro antes de passar o token para a próxima estação. Se ela não tiver um quadro na fila, ela simplesmente passará o token.

Em um protocolo que utiliza a topologia de anel de tokens (token ring), a topologia da rede em anel é usa da para definir a ordem em que as estações transmitem. As estações são conectadas às seguintes formando um anel único. A passagem do token para a estação seguinte consiste simplesmente em receber o token em uma direção e

Figura 4.6 | O protocolo básico bit-map.

transmiti-lo em outra, como vemos na Figura 4.7. Os quadros também são transmitidos na direção do token. Desse modo, eles circularão em torno do anel e alcançarão qualquer estação que seja o destino. Contudo, para impedir que o quadro circule indefinidamente (assim como o próprio token), alguma estação precisa removê-lo do anel. Essa estação pode ser a que enviou o quadro originalmente, depois que ele passou por um ciclo completo, ou a estação de destino do quadro.

Observe que não precisamos de um anel físico para implementar a passagem de tokens. Em vez disso, o canal que conecta as estações poderia ser um único e longo barramento. Em seguida, cada estação usa o barramento para enviar o token para a próxima estação em uma sequência predefinida. A posse do token permite que uma estação use o barramento para enviar um quadro, como antes. Esse protocolo é chamado barramento de tokens (ou tokenbus).

O desempenho da passagem de tokens é semelhante ao do protocolo bit-map, embora os slots de disputa e os quadros de um ciclo agora estejam embaralhados. Depois de enviar um quadro, cada estação precisa esperar que todas as N estações (incluindo ela mesma) transmitam o token aos seus vizinhos e as outras N − 1 estações transmitam um quadro, se tiverem um. Uma diferença sutil é que, como todas as posições no ciclo são equivalentes, não existe parcialidade para estações com numeração baixa ou alta. Para o token ring, cada estação também está apenas transmitindo o token, enquanto sua estação vizinha anterior no protocolo realiza o passo seguinte. Cada token não precisa se propagar para todas as estações antes que o protocolo avance para o passo seguinte.

Os token rings surgiram como protocolos MAC com certa consistência. Um antigo protocolo token ring (chamado “Token Ring” e padronizado como IEEE 802.5) era popular na década de 80 como uma alternativa à Ethernet clássica. Na década de 90, um token ring muito mais rápido, chamado FDDI (Fiber Distributed Data Interface), foi extinto pela Ethernet comutada. Na década de 2000, um token ring chamado RPR (Resilient Packet Ring) foi definido como IEEE 802.17 para padronizar a mistura de anéis metropolitanos em uso pelos ISPs. Ainda veremos o que a próxima década nos oferecerá.

Figura 4.7 | Token ring.

Contagem regressiva binária

Um problema com o protocolo básico bit-map, e também com a passagem de tokens, é que o overhead é de 1 bit por estação e, portanto, ele não se adapta muito bem a redes com milhares de estações. Podemos fazer melhor que isso usando endereços binários de estações com um canal que combine transmissões. Uma estação que queira usar o canal transmite seu endereço como uma sequência de bits binários, começando com o bit de alta ordem. Supomos que todos os endereços têm o mesmo tamanho. Os bits de cada posição de endereço das diferentes estações passam juntos por uma operação OR booleana pelo canal quando são enviados ao mesmo tempo. Chamaremos esse protocolo de contagem regressiva binária. Ele foi usado no Datakit (Fraser, 1987). Esse protocolo pressupõe implicitamente que os atrasos de transmissão são desprezíveis, de forma que todas as estações detectam bits declarados quase instantaneamente.

Para evitar conflitos, é necessário que seja aplicada uma regra de arbitragem: assim que uma estação percebe que um bit de alta ordem que em seu endereço era 0 foi sobrescrito por um bit 1, ela desiste. Por exemplo, se as estações 0010, 0100, 1001 e 1010 estiverem todas tentando acessar o canal, no primeiro período de um bit, as estações transmitirão 0, 0, 1 e 1, respectivamente. Esses valores passarão pela operação OR para formar um valor 1. As estações 0010 e 0100 veem o valor 1 e sabem que uma estação de numeração mais alta está disputando o canal e, portanto, desistem da luta na rodada atual. As estações 1001 e 1010 prosseguem.

O próximo bit é 0, e ambas as estações continuam a transmissão. O próximo bit é 1 e, portanto, a estação 1001 desiste. A vencedora é a estação 1010, pois tem o endereço mais alto. Após vencer a disputa, é provável que agora ela possa transmitir um quadro, após o qual terá início outro ciclo de disputa. A Figura 4.8 ilustra esse protocolo. Ele tem a propriedade de dar às estações com numeração mais alta uma prioridade maior do que a prioridade concedida a estações de numeração mais baixa, o que pode ser bom ou ruim, dependendo do contexto.

Figura 4.8 | O protocolo de contagem regressiva binária. Um traço significa inatividade.

Com esse método, a eficiência do canal é d/(d + log₂N). No entanto, se o formato do quadro tiver sido corretamente escolhido, de forma que o endereço do transmissor seja o primeiro campo do quadro, mesmo esses log₂N bits não serão desperdiçados, e a eficiência será de 100 por cento.

A contagem regressiva binária é um exemplo de protocolo simples, elegante e eficiente, que está esperando o momento de ser redescoberto. Esperamos que algum dia ele encontre um novo lar.

4.2.4 PROTOCOLOS DE DISPUTA LIMITADA

Já vimos até agora duas estratégias básicas para a aquisição de canais em uma rede de broadcast: métodos de disputa, como no CSMA, e métodos livres de colisão. Cada estratégia é classificada de acordo com seu desempenho em relação a duas medidas importantes: o atraso em carga baixa e a eficiência de canal em carga alta. Em condições de carga leve, a disputa (ou seja, o ALOHA original ou o slotted ALOHA) é preferível, em virtude de seu baixo índice de atraso (pois as colisões são raras). À medida que a carga aumenta, a disputa torna-se cada vez menos interessante, pois o overhead associado à arbitragem do canal torna-se maior. O oposto também é verdadeiro em relação aos protocolos livres de colisão. Em carga baixa, eles têm um alto índice de atraso, mas, à medida que a carga aumenta, a eficiência do canal melhora (pois os overheads são fixos).

Obviamente, seria bom se pudéssemos combinar as melhores propriedades dos protocolos de disputa e dos protocolos livres de colisão, chegando a um novo protocolo que usaria não só a disputa em cargas baixas, para proporcionar um baixo índice de atraso, mas também a técnica livre de colisão em carga alta, para oferecer uma boa eficiência de canal. Esses protocolos, que chamaremos protocolos de disputa limitada, de fato existem, e concluirão nosso estudo sobre redes com detecção de portadora.

Até agora, os únicos protocolos de disputa que estudamos são simétricos. Ou seja, cada estação tenta acessar o canal com a mesma probabilidade, p, com todas as estações usando o mesmo p. É interessante observar que o desempenho geral do sistema às vezes pode ser melhorado com o uso de um protocolo que atribua probabilidades distintas a diferentes estações.

Antes de examinarmos os protocolos assimétricos, faremos uma pequena revisão do desempenho do caso simétrico. Suponha que k estações estejam disputando o acesso a um canal. Cada uma tem a probabilidade p de transmitir durante cada slot. A probabilidade de alguma estação acessar o canal com sucesso durante determinado slot é a probabilidade de que qualquer estação transmita, com probabilidade p, e todas as outras k − 1 estações adiem, cada uma com probabilidade 1 − p. Esse valor é kp(1 − p)k ^{− 1}. Para encontrar o valor ideal de p, diferenciamos em relação a p, definimos o resultado como zero e resolvemos a equação para p. Ao fazer isso, descobrimos que o melhor valor de p é 1/k. Ao substituirmos p = 1/k, obteremos:

(4.4)

Essa probabilidade está representada na Figura 4.9. Para um pequeno número de estações, as chances de sucesso são boas, mas, tão logo o número de estações alcance até mesmo cinco, a probabilidade cai até um número próximo de seu valor assintótico, 1/e.

Pela Figura 4.9, fica evidente que a probabilidade de alguma estação adquirir o canal só pode ser aumentada diminuindo-se o volume de competição. Os protocolos de disputa limitada fazem exatamente isso. Primeiro, eles dividem as estações em grupos (não necessariamente disjuntos). Apenas os membros do grupo 0 podem disputar o slot 0. Se um deles obtiver êxito, adquirirá o canal e transmitirá seu quadro. Se um slot permanecer inativo ou se ocorrer uma colisão, os membros do grupo 1 disputarão o slot 1 etc. Fazendo-se uma divisão apropriada das estações em grupos, o volume de disputa por cada slot pode ser reduzido e, assim, a operação de cada slot ficará próxima à extremidade esquerda da Figura 4.9.

Figura 4.9 | Probabilidade de aquisição de um canal de disputa simétrico.

O truque é a maneira de atribuir estações a slots. Antes de analisarmos o caso geral, vamos considerar algumas situações especiais. Em um extremo, cada grupo tem apenas um membro. Essa atribuição garante que nunca ocorrerão colisões, pois existirá, no máximo, uma estação disputando qualquer slot dado. Já vimos esse tipo de protocolo antes (por exemplo, a contagem regressiva binária). A próxima situação especial é atribuir duas estações por grupo. A probabilidade de ambas tentarem transmitir durante um slot é p², que, para um p pequeno, é desprezível. À medida que mais e mais estações são atribuídas ao mesmo slot, a probabilidade de colisão aumenta, mas diminui a extensão da varredura de bit-map necessária para que todas tenham uma chance. A situação-limite consiste em um único grupo que contém todas as estações (ou seja, o slotted ALOHA). O que precisamos é de uma forma de atribuir dinamicamente estações a slots, com várias estações por slot quando a carga for baixa, e poucas estações (ou apenas uma) por slot quando a carga for alta.

O protocolo adaptativo tree walk

Uma maneira particularmente simples de fazer as atribuições necessárias consiste em usar o algoritmo desenvolvido pelo exército norte-americano para testar a incidência de sífilis em soldados durante a Segunda Guerra Mundial (Dorfman, 1943). Em resumo, o exército extraiu uma amostra de sangue de N soldados. Uma parte de cada amostra foi colocada em um único tubo de teste. Essa amostra misturada foi submetida a teste par detectar anticorpos. Se nenhum anticorpo fosse encontrado, todos os soldados do grupo eram considerados saudáveis. Se houvesse anticorpos, duas novas amostras misturadas eram preparadas, uma dos soldados numerados de 1 a N/2 e outra com o sangue dos demais soldados. O processo era repetido recursivamente até que os soldados infectados fossem identificados.

Para a versão computacional desse algoritmo (Capetanakis, 1979), é conveniente imaginar as estações como as folhas de uma árvore binária, conforme ilustra a Figura 4.10. No primeiro slot de disputa que segue uma transmissão de quadro bem-sucedida, o slot 0, todas as estações têm permissão para tentar acessar o canal. Se uma delas conseguir, muito bem. Se ocorrer uma colisão, durante o slot 1, apenas as estações que estiverem sob o nó 2 da árvore poderão disputar o canal. Se uma delas se apoderar do canal, o slot seguinte ao quadro ficará reservado para as estações do nó 3. Por outro lado, se duas ou mais estações no nó 2 quiserem transmitir, ocorrerá uma colisão durante o slot 1 e, nesse caso, será a vez do nó 4 durante o slot 2.

Basicamente, se ocorrer uma colisão durante o slot 0, toda a árvore será pesquisada, primeiro em profundidade, a fim de localizar todas as estações prontas para transmissão. Cada slot de bits é associado a algum nó específico da árvore. Se ocorrer uma colisão, a pesquisa continuará recursivamente com os filhos localizados à esquerda e à direita desse nó. Se um slot de bits estiver inativo ou se houver apenas uma estação transmitindo nesse slot, a pesquisa de seu nó poderá ser encerrada, pois todas as estações prontas terão sido localizadas. (Se houvesse mais de uma, uma colisão teria ocorrido.)

Quando a carga do sistema está muito pesada, quase não vale a pena o esforço de dedicar o slot 0 ao nó 1, pois esse procedimento só faz sentido na eventualidade improvável de que exatamente uma estação tenha um quadro a ser transmitido. Assim, alguém poderia argumentar que os nós 2 e 3 também deveriam ser ignorados, pela mesma razão. Em termos mais gerais, em que nível da árvore a pesquisa deve ter início? É claro que, quanto maior for a carga, mais baixo na árvore o ponto de início da pesquisa deve estar. Por ora, vamos supor que cada estação tenha uma boa estimativa do número q de estações prontas, por exemplo, com base no monitoramento de tráfego mais recente.

Para prosseguir, vamos numerar os níveis da árvore a partir do topo, com o nó 1 da Figura 4.10 no nível 0, os nós 2 e 3 no nível 1 etc. Observe que cada nó do nível i tem uma fração 2⁻i das estações que se encontram abaixo dele. Se as q estações prontas estiverem uniformemente distribuídas, o número esperado dessas estações abaixo de um nó específico do nível i será apenas 2⁻i q. Intuitivamente, seria de esperar que o nível ideal para iniciar a

Figura 4.10 | A árvore para oito estações.

pesquisa na árvore fosse aquele no qual o número médio de estações em disputa por slot fosse igual a 1, isto é, o nível em que 2⁻i q = 1. Resolvendo essa equação, descobrimos que i = log₂ q.

Foram descobertas diversas melhorias no algoritmo básico, as quais são abordadas em detalhes por Bertsekas e Gallager (1992). Por exemplo, considere a hipótese em que as estações G e H são as únicas que estão esperando para transmitir. No nó 1, ocorrerá uma colisão, de modo que 2 será testado e descoberto como nó inativo. É inútil testar o nó 3, pois é certo que haverá colisão (sabemos que duas ou mais estações abaixo de 1 estão prontas e que nenhuma delas está abaixo de 2; portanto, todas devem estar abaixo de 3). A sondagem do nó 3 pode ser ignorada, e o nó 6 será testado em seguida. Quando essa sondagem também não produzir nenhum resultado, 7 poderá ser ignorado e o nó G poderá ser testado em seguida.

4.2.5 PROTOCOLOS DE LANS SEM FIOS

Um sistema de notebooks que se comunicam por rádio pode ser considerado uma LAN sem fios, como discutimos na Seção 1.5.3. Essa LAN é um exemplo de canal de broadcast. Ela também tem propriedades um pouco diferentes das que caracterizam as LANs com fios, o que leva a diferentes protocolos MAC. Nesta seção, analisaremos alguns desses protocolos. Na Seção 4.4, examinaremos a rede 802.11 (WiFi) em detalhes.

Uma configuração comum para uma LAN sem fios é um edifício comercial com pontos de acesso (PAs) estrategicamente posicionados. Todos os PAs são interconectados com o uso de cobre ou fibra, para melhorar a conectividade com as estações que falam com eles. Se a potência de transmissão dos PAs e dos notebooks for ajustada para um alcance de dezenas de metros, as salas vizinhas se tornarão uma única célula e o edifício inteiro passará a ser um grande sistema celular, como os que estudamos no Capítulo 2, exceto que cada célula só tem um canal, que cobre toda a largura de banda disponível e todas as estações em sua célula, incluindo o PA. Em geral, ela oferece larguras de banda de 1 megabit/s até 600 Mbps.

Já notamos que os sistemas sem fios normalmente não podem detectar uma colisão enquanto ela está ocorrendo. O sinal recebido em uma estação pode ser curto, talvez um milhão de vezes mais fraco que o sinal que está sendo transmitido. Encontrá-lo é como procurar uma onda no oceano. Em vez disso, as confirmações são usadas para descobrir colisões e outros erros após o fato.

Há uma diferença ainda mais importante entre as LANs sem fios e as convencionais. Uma estação em uma LAN sem fios pode não ser capaz de transmitir quadros ou recebê-los de todas as estações, em decorrência do alcance de rádio limitado das estações. Nas LANs com fios, quando uma estação envia um quadro, todas as outras estações o recebem. A ausência dessa propriedade nas LANs sem fios causa uma série de complicações.

Vamos simplificar supondo que cada transmissor de rádio tenha algum alcance fixo, representado por uma região de cobertura circular dentro da qual outra estação possa detectar e receber a transmissão da estação. É importante observar que, na prática, as regiões de cobertura não são tão regulares, pois a propagação dos sinais de rádio depende do ambiente. As paredes e outros obstáculos que atenuam e refletem sinais podem fazer com que o alcance seja bastante diferente em diferentes direções. Mas um modelo circular simples servirá aos nossos propósitos.

Uma abordagem simples para o uso de uma LAN sem fios seria tentar o CSMA: basta escutar outras transmissões e transmitir apenas se ninguém mais estiver usando o canal. O problema é que esse protocolo realmente não é uma boa maneira de pensar nas redes sem fios, pois o que importa para a recepção é a interferência no receptor, e não no transmissor. Para ver a natureza do problema, considere a Figura 4.11, na qual ilustramos quatro estações sem fios. Para os nossos propósitos, não importa quais são PAs e quais são notebooks. O alcance do rádio é tal que A e B estão dentro do alcance um do outro e podem interferir um no outro. C também pode interferir em B e D, mas não em A.

Considere primeiro o que acontece quando A está transmitindo para B, como mostra a Figura 4.11(a). Se A transmitir e depois C imediatamente detectar o meio físico, ele não ouvirá A, pois essa estação está fora do alcance e, portanto, concluirá incorretamente que pode transmitir para B. Se começar a transmitir, C interferirá em B, removendo o quadro de A. (Consideramos aqui que nenhum esquema tipo CDMA é usado para oferecer múltiplos canais, de modo que as colisões inutilizam o sinal e destroem os dois quadros.) Queremos um protocolo MAC que impeça esse tipo de colisão, pois isso desperdiça largura de banda.

Figura 4.11 | Uma LAN sem fios. (a) A e C são terminais ocultos ao transmitir para B. (b) B e C são terminais expostos ao transmitir para A e D.

O problema de uma estação não conseguir detectar uma provável concorrente pelo meio físico, porque a estação concorrente está muito longe, é denominado problema da estaçãooculta.

Agora, vamos considerar a situação inversa: B está transmitindo para A ao mesmo tempo que C deseja transmitir para D, como mostra a Figura 4.11(b). Se detectar o meio físico, C ouvirá uma transmissão em andamento e concluirá incorretamente que não pode transmitir para D (como mostra a linha tracejada). Na verdade, essa transmissão só geraria uma recepção de má qualidade na zona entre B e C, em que nenhum dos receptores desejados está localizado. Queremos um protocolo MAC que impeça esse tipo de adiamento, pois ele desperdiça largura de banda. Essa situação é chamada problemadaestaçãoexposta.

O problema é que, antes de iniciar uma transmissão, a estação realmente deseja saber se há ou não atividade de rádio em torno do receptor. O CSMA apenas informa a ela se há ou não atividade na estação que detecta a portadora. Com um fio, todos os sinais se propagam para todas as estações e, portanto, não existe distinção. Porém, somente uma transmissão pode ocorrer de cada vez em qualquer parte do sistema. Em um sistema baseado em ondas de rádio de pequeno alcance, várias transmissões podem ocorrer simultaneamente, se todas tiverem destinos diferentes e esses destinos estiverem fora do alcance uns dos outros. Queremos que essa concorrência aconteça quando a célula se tornar cada vez maior, da mesma forma que pessoas em uma festa não devem esperar que todos na sala fiquem em silêncio antes de começar a falar; várias conversas podem ocorrer ao mesmo tempo em uma sala grande, desde que elas não sejam dirigidas para o mesmo local.

Um protocolo antigo e influente, que trata desses problemas em LANs sem fios, é o acesso múltiplo com prevenção de colisão, ou MACA (Multiple Access with Collision Avoidance) (Karn, 90). A ideia básica consiste em fazer com que o transmissor estimule o receptor a liberar um quadro curto como saída, de modo que as estações vizinhas possam detectar essa transmissão e evitar transmitir enquanto o quadro de dados (grande) estiver sen do recebido. Essa técnica é usada no lugar da detecção de portadora.

O MACA é ilustrado na Figura 4.12. Vamos analisar agora como A envia um quadro para B. A inicia a transmissão enviando um quadro de solicitação para envio, ou RTS (Request to Send), para B, como mostra a Figura 4.12(a). Esse quadro curto (30 bytes) contém o comprimento do quadro de dados que possivelmente será enviado em seguida. Depois disso, B responde com um quadro de liberação para envio, ou CTS (Clear to Send), como mostra a Figura 4.12(b). O quadro CTS contém o tamanho dos dados (copiado do quadro RTS). Após o recebimento do quadro CTS, A inicia a transmissão.

Agora, vejamos como reagem as estações que estão ouvindo esses quadros por acaso. Qualquer estação que esteja ouvindo o quadro RTS está próxima de A e deve permanecer inativa por tempo suficiente para que o CTS seja transmitido de volta para A, sem conflito. Qualquer estação que esteja ouvindo o CTS está próxima de B e deve permanecer inativa durante a transmissão de dados que está a caminho, cujo tamanho pode ser verificado pelo exame do quadro CTS.

Na Figura 4.12, C está dentro do alcance de A, mas não no alcance de B. Portanto, essa estação pode detectar a RTS de A, mas não a CTS de B. Desde que não interfira na CTS, a estação é livre para transmitir enquanto o quadro de dados está sendo enviado. Ao contrário, D está dentro do alcance de B, mas não de A. Ela não detecta a RTS, mas sim a CTS. Ao detectá-la, ela recebe a indicação de que está perto de uma estação que está prestes a receber um quadro e, portanto, adia a transmissão até o momento em que a transmissão desse quadro provavelmente esteja concluída. A estação E detecta as duas mensagens de controle e, como D, deve permanecer inativa até que a transmissão do quadro de dados seja concluída.

Apesar dessas precauções, ainda pode haver colisões. Por exemplo, B e C poderiam enviar quadros RTS para A ao mesmo tempo. Haverá uma colisão entre esses quadros

Figura 4.12 | O protocolo MACA. (a) A está enviando um quadro RTS para B. (b) B está respondendo com um quadro CTS para A.

e eles se perderão. No caso de uma colisão, um transmissor que não obtiver êxito (ou seja, o que não detectar uma CTS no intervalo esperado) aguardará durante um intervalo aleatório e tentará novamente mais tarde.

4.3 ETHERNET

Agora, concluímos nossa discussão resumida sobre protocolos de alocação de canais e, portanto, é hora de analisar como esses princípios se aplicam a sistemas reais. Muitos dos projetos para redes pessoais, locais e metropolitanas foram padronizados com o nome IEEE 802. Alguns desses padrões sobreviveram, mas muitos não, como vimos na Figura 1.38. Algumas pessoas que acreditam em reencarnação creem que Charles Darwin retornou como membro da associação de padrões do IEEE com a finalidade de eliminar os menos capazes. Os mais importantes entre os sobreviventes são os padrões 802.3 (Ethernet) e 802.11 (LAN sem fios). O Bluetooth (PAN sem fios) é bastante utilizado, mas agora foi padronizado fora do 802.15. Com o 802.16 (MAN sem fios), ainda é cedo para dizer. Consulte a próxima edição deste livro para descobrir.

Começaremos nosso estudo dos sistemas reais com a Ethernet, provavelmente o tipo de rede de computação mais utilizado no mundo. Existem dois tipos de Ethernet: Ethernet clássica, que resolve o problema de acesso múltiplo por meio de técnicas que estudamos neste capítulo; e Ethernet comutada, em que dispositivos chamados switches são usados para conectar diferentes computadores. É importante observar que, embora ambas sejam chamadas Ethernet, elas são muito diferentes. A Ethernet clássica é a forma original, que atuava em velocidades de 3 a 10 Mbps. A Ethernet comutada é a evolução da Ethernet, e trabalha em velocidades de 100, 1.000 e 10.000 Mbps, ao que chamamos Fast Ethernet, gigabit Ethernet e 10 gigabit Ethernet. Na prática, somente a Ethernet comutada é usada atualmente.

Discutiremos essas formas históricas da Ethernet em ordem cronológica, mostrando como elas se desenvolveram. Como Ethernet e IEEE 802.3 são idênticos, exceto por uma pequena diferença (que discutiremos em breve), muitas pessoas usam os termos ‘Ethernet’ e ‘IEEE 802.3’ para indicar a mesma coisa. Também faremos isso aqui. Para obter mais informações sobre Ethernet, consulte Spurgeon (2000).

4.3.1 CAMADA FÍSICA DA ETHERNET CLÁSSICA

A história da Ethernet começa mais ou menos na época da ALOHA, quando um aluno chamado Bob Metcalfe conseguiu seu título de bacharel no MIT e depois ‘subiu o rio’ para obter seu título de Ph.D. em Harvard. Durante seus estudos, ele conheceu o trabalho de Abramson. Ele ficou tão interessado que, depois de se formar em Harvard, decidiu passar o verão no Havaí trabalhando com Abramson, antes de iniciar seu trabalho no Xerox PARC (Palo Alto Research Center). Quando chegou ao PARC, viu que os pesquisadores de lá haviam projetado e montado o que mais tarde seriam chamados computadores pessoais. Mas as máquinas eram isoladas. Usando seu conhecimento do trabalho de Abramson, Metcalfe, com seu colega David Boggs, projetou e implementou a primeira rede local (Metcalfe e Boggs, 1976). Ele usou um único cabo coaxial grosso e conseguiu trabalhar a 3 Mbps.

Metcaffe e Boggs chamaram o sistema de Ethernet, fazendo referência ao éter transmissor de luz (do inglês luminiferous ether), através do qual se acreditava que a radiação eletromagnética se propagava. (Quando o físico britânico do século XIX James Clerk Maxwell descobriu que a radiação eletromagnética poderia ser descrita por uma equação de onda, os cientistas acharam que o espaço deveria estar repleto de algum meio etéreo em que a radiação estava se propagando. Somente depois do famoso experimento de Michelson-Morley, em 1887, é que os físicos descobriram que a radiação eletromagnética podia se propagar no vácuo.)

A rede Ethernet da Xerox foi tão bem-sucedida que DEC, Intel e Xerox chegaram a um padrão em 1978 para uma Ethernet de 10 Mbps, chamado padrão DIX. Com uma pequena mudança, o padrão DIX tornou-se o padrão IEEE 802.3 em 1983. Infelizmente para a Xerox, ela já tinha um histórico de criar invenções originais (como o computador pessoal) e não conseguir comercializá-las, história contada em Fumbling the Future [Tateando o futuro], de Smith e Alexander (1988). Quando a Xerox mostrou pouco interesse em fazer algo com a Ethernet além de ajudar a padronizá-la, Metcalfe formou sua própria empresa, a 3Com, para vender adaptadores Ethernet para PCs. Ele vendeu muitos milhões deles.

A Ethernet clássica percorria o prédio como um cabo longo único, ao qual todos os computadores eram conectados. Essa arquitetura é mostrada na Figura 4.13. A primeira variedade, popularmente conhecida como thick Ethernet, era semelhante a uma mangueira amarela de jardim, com marcações a cada 2,5 metros, mostrando onde conectar os computadores. (O padrão 802.3 não exigia realmente que o cabo fosse amarelo, mas sugeria isso.) Ela foi acompanhada pela thin Ethernet, que encurvava com mais facilidade e fazia conexões usando conectores BNC padrão da indústria. A thin Ethernet era muito mais barata e fácil de instalar, mas só podia ter 185 metros por segmento (em vez dos 500 m da thick Ethernet), cada um dos quais podendo lidar com apenas trinta máquinas (em vez de cem).

Cada versão da Ethernet tem um comprimento máximo de cabo por segmento (ou seja, comprimento não amplificado) sobre o qual o sinal será propagado. Para permitir redes maiores, vários cabos podem ser conectados por repetidores. Um repetidor é um dispositivo da camada física que recebe, amplifica (ou seja, regenera) e retransmite sinais nas duas direções. Em relação ao software, diversos segmentos de cabo conectados por repetidores não são di-

Figura 4.13 | Arquitetura da Ethernet clássica.

ferentes de um único cabo (exceto por um pequeno atraso introduzido pelos repetidores).

Por um a um desses cabos, a informação era envia da usando a codificação Manchester que estudamos na Seção 2.5. Uma Ethernet poderia conter vários segmentos de cabo e vários repetidores, mas dois transceptores não poderiam estar mais de 2,5 km afastados um do outro e nenhum caminho entre dois transceptores quaisquer poderia atravessar mais de quatro repetidores. O motivo para essa restrição foi para que o protocolo MAC, que examinaremos em seguida, funcionasse corretamente.

4.3.2 O PROTOCOLO DA SUBCAMADA MAC ETHERNET

O formato usado para transmitir quadros é mostrado na Figura 4.14. Cada quadro começa com um Preâmbulo de 8 bytes, cada um contendo o padrão de bits 10101010 (com exceção do último byte, em que os dois últimos bits são 11). Esse último byte é chamado de delimitador de Início de quadro para o 802.3. A codificação Manchester desse padrão produz uma onda quadrada de 10 MHz por 6,4 ms, a fim de permitir a sincronização entre o clock do receptor e o clock do transmissor. Os dois últimos bits 1 dizem ao receptor que o restante do quadro está para começar.

Em seguida, o quadro contém dois endereços, um para o destino e um para a origem. Cada um deles possui 6 bytes de extensão. O primeiro bit transmitido do endereço de destino é 0 para endereços comuns e 1 para endereços de grupos. Estes permitem que diversas estações escutem um único endereço. Quando um quadro é enviado para um endereço de grupo, todas as estações do grupo o recebem. A transmissão para um grupo de estações é chamada multicasting. O endereço que consiste em todos os bits 1 é reservado para broadcasting. Um quadro contendo todos os bits 1 no campo de destino é aceito por todas as estações da rede. O multicasting é mais seletivo, mas envolve o gerenciamento de grupos para definir quais estações pertencem ao grupo. Por outro lado, o broadcasting não diferencia entre estação alguma e, por isso, não requer nenhum gerenciamento de grupos.

Uma característica interessante dos endereços de origem da estação é que eles são globalmente exclusivos, atribuídos de forma centralizada pelo IEEE para garantir que duas estações em qualquer lugar do mundo nunca tenham o mesmo endereço. A ideia é que qualquer estação possa endereçar de forma exclusiva qualquer outra estação simplesmente informando o número de 48 bits correto. Para fazer isso, os três primeiros bytes do campo de endereço são usados para um identificador exclusivo da organização, ou OUI (Organizationally Unique Identifier). Os valores para esse campo são atribuídos diretamente pelo IEEE e indicam o fabricante. Os fabricantes recebem blocos de 2²⁴ endereços. O fabricante atribui os três últimos bytes do endereço e programa o endereço completo na NIC antes que ela seja vendida.

Em seguida, vem o campo Tipo ou Tamanho, dependendo se o quadro é Ethernet ou IEEE 802.3. A Ethernet usa um campo Tipo para informar ao receptor o que fazer com o quadro. Vários protocolos da camada de rede podem estar em uso ao mesmo tempo na mesma máquina; assim, quando chega um quadro Ethernet, o sistema operacional tem de saber a qual deles deve entregar o quadro. O campo Tipo especifica que processo deve receber o quadro. Por exemplo, um código tipo 0x0800 significa que os dados contêm um pacote IPv4.

O IEEE 802.3, em sua sabedoria, decidiu que esse campo transportaria o tamanho do quadro, pois o tama-

Figura 4.14 | Formato dos quadros. (a) Ethernet (DIX). (b) IEEE 802.3.

nho Ethernet era determinado examinando o interior dos dados – uma violação do uso de camadas, se é que isso existiu. Naturalmente, isso significava que não havia como o receptor descobrir o que fazer com um quadro que chegava. Esse problema foi tratado pelo acréscimo de outro cabeçalho para o protocolo de controle lógico do enlace, ou LLC (Logical Link Control), dentro dos dados. Ele usa 8 bytes para transportar os 2 bytes de informação do tipo de protocolo.

Infelizmente, quando o 802.3 foi publicado, já havia tanto hardware e software para a Ethernet DIX em uso que poucos fabricantes e usuários tiveram interesse em modificar os campos de Tipo e Tamanho. Em 1997, o IEEE jogou a toalha e disse que as duas maneiras poderiam ser usadas. Felizmente, todos os campos de Tipo em uso antes de 1997 tinham valores maiores que 1500, que ficou bem estabelecido como o tamanho máximo dos dados. Agora, a regra é que qualquer número menor ou igual a 0x600 (1536) pode ser interpretado como Tamanho, ao passo que qualquer número maior que 0x600 pode ser interpretado como Tipo. Agora o IEEE pode afirmar que todos estão usando seu padrão e todos os outros podem continuar fazendo o que já faziam (não se preocupar com o LLC) sem se sentir culpados por isso.

Depois, vêm os dados, com até 1.500 bytes. Esse limite foi escolhido de forma um tanto arbitrária na época em que o padrão Ethernet foi esculpido, principalmente com base no fato de que um transceptor precisa ter RAM suficiente para guardar um quadro inteiro e, em 1978, a RAM tinha um custo muito alto. Um limite superior maior significaria mais RAM e, consequentemente, um transceptor mais caro.

Além de haver um comprimento máximo de quadro, também existe um comprimento mínimo. Embora um campo de dados de 0 bytes às vezes seja útil, ele causa um problema. Quando um transceptor detecta uma colisão, ele trunca o quadro atual, o que significa que bits perdidos e fragmentos de quadros aparecem a todo instante no cabo. Para tornar mais fácil a distinção entre quadros válidos e lixo, o padrão Ethernet exige que os quadros válidos tenham pelo menos 64 bytes de extensão, do endereço de destino até o campo de checksum, incluindo ambos. Se a parte de dados de um quadro for menor que 46 bytes, o campo Preenchimento será usado para preencher o quadro até o tamanho mínimo.

Outra (e mais importante) razão para a existência de um quadro de comprimento mínimo é impedir que uma estação conclua a transmissão de um quadro curto antes de o primeiro bit ter atingido a outra extremidade do cabo, em que ele poderá colidir com outro quadro. Esse problema é ilustrado na Figura 4.15. No tempo 0, a estação A, localizada em uma extremidade da rede, envia um quadro. Vamos chamar de τ o tempo de propagação que esse quadro leva para atingir a outra extremidade. Momentos antes de o quadro chegar à outra extremidade (ou seja, no tempo τ − e), a estação mais distante, B, inicia a transmissão. Quando detecta que está recebendo mais potência do que está transmitindo, B sabe que ocorreu uma colisão, interrompe a transmissão e gera uma rajada de sinal ruidoso de 48 bits para avisar a todas as outras estações. Em outras palavras, ela bloqueia o éter (meio) para ter certeza de que o transmissor não ignorará a colisão. Aproximadamente no tempo 2τ, o transmissor detecta a rajada de ruídos e também cancela sua transmissão. Depois, ele espera por um tempo aleatório antes de tentar novamente.

Se uma estação tentar transmitir um quadro muito curto, é concebível que ocorra uma colisão, mas a transmissão será concluída antes que a rajada de sinal ruido so retorne no instante 2τ. Então, o transmissor concluirá incorretamente que o quadro foi enviado com êxito. Para evitar que essa situação ocorra, a transmissão de todos os quadros deve demorar mais de 2τ para transmitir, de forma que a transmissão ainda esteja acontecendo quando a rajada de sinal ruidoso voltar ao transmissor. Para uma LAN de 10 Mbps com um comprimento máximo de 2.500 metros e quatro repetidores (de acordo com a especificação 802.3), o tempo de ida e volta (incluindo o tempo de propagação pelos quatro repetidores) foi calculado em quase 50 ms na pior das hipóteses. Portanto, o quadro mínimo deve demorar pelo menos esse tempo para ser transmitido. A 10 Mbps,

Figura 4.15 | A detecção de colisão pode demorar até o tempo 2τ.

um bit demora 100 ns, e assim 500 bits é o menor tamanho de quadro que oferece a garantia de funcionar. Para acrescentar uma certa margem de segurança, esse número foi arredondado para 512 bits ou 64 bytes.

O último campo Ethernet é o Checksum. Ele é um CRC de 32 bits do tipo que estudamos na Seção 3.2. De fato, ele é definido exatamente pelo polinômio gerador que mostramos lá, que apareceu para PPP, ADSL e outros enlaces também. Esse CRC é um código de detecção de erro usado para determinar se os bits do quadro foram recebidos corretamente. Ele simplesmente realiza a detecção de erros, com o quadro sendo descartado se algum erro for detectado.

CSMA/CD com backoff exponencial binário

A Ethernet clássica utiliza o algoritmo CSMA/CD 1-persistente que estudamos na Seção 4.2. Esse descritor só significa que as estações sentem o meio quando elas têm um quadro para transmitir e o enviam assim que o meio se torna desocupado. Elas monitoram o canal em busca de colisões enquanto transmitem. Se houver uma colisão, elas cancelam a transmissão com um curto sinal de interferência e retransmitem após um intervalo aleatório.

Vejamos agora como é determinado o intervalo aleatório quando ocorre uma colisão, pois esse é um método novo. O modelo ainda é o da Figura 4.5. Depois de uma colisão, o tempo é dividido em slots discretos, cujo comprimento é igual ao pior tempo de propagação da viagem de ida e volta no éter (2τ). Para acomodar o caminho mais longo permitido pelo padrão Ethernet, o tempo de duração do slot foi definido como 512 períodos de duração de um bit, ou 51,2 ms.

Depois da primeira colisão, cada estação espera 0 ou 1 tempo de slot aleatoriamente antes de tentar novamente. Se duas estações colidirem e selecionarem o mesmo número aleatório, elas colidirão novamente. Depois da segunda colisão, cada uma seleciona ao acaso 0, 1, 2 ou 3 e aguarda durante esse número de tempos de slot. Se ocorrer uma terceira colisão (cuja probabilidade é de 0,25), na próxima vez o número de slots que a estação deverá esperar será escolhido ao acaso no intervalo de 0 a 2³ − 1.

Em geral, depois de i colisões, é escolhido um número aleatório entre 0 e 2i − 1, e esse número de slots será ignorado. Entretanto, após terem sido alcançadas dez colisões, o intervalo de randomização será congelado em um máximo de 1.023 slots. Depois de 16 colisões, o controlador desiste e informa o erro ao computador. Qualquer recuperação adicional caberá às camadas superiores.

Esse algoritmo, chamado backoff exponencial binário, foi escolhido para se adaptar dinamicamente ao número de estações que estão tentando transmitir. Se o intervalo de escolha do número aleatório para todas as colisões fosse 1023, o risco de duas estações colidirem uma segunda vez seria desprezível, mas o tempo de espera médio depois de uma colisão seria de centenas de períodos de slot, ocasionando um atraso significativo. Por outro lado, se cada estação sempre esperasse entre 0 ou 1 slot, e se 100 estações tentassem transmitir ao mesmo tempo, elas colidiriam repetidas vezes até que 99 delas escolhessem 1 e a estação restante escolhesse 0. Isso poderia levar anos. Aumentando-se exponencialmente o intervalo de tempo aleatoriamente, à medida que ocorre um número cada vez maior de colisões consecutivas, o algoritmo assegura um baixo atraso quando apenas algumas estações colidem, mas também garante que a colisão seja resolvida em um período de tempo razoável quando muitas estações colidirem. A restrição de recuo a 1023 impede que o limite aumente demais.

Se não houver colisão, o transmissor considera que o quadro provavelmente foi entregue com êxito. Ou seja, nem CSMA/CD nem Ethernet oferecem confirmações. Essa escolha é apropriada para canais com fio e de fibra óptica, que possuem baixas taxas de erro. Quaisquer erros que ocorram devem então ser detectados pelo CRC e recuperados pelas camadas mais altas. Para canais sem fios, que possuem mais erros, veremos que as confirmações realmente são utilizadas.

4.3.3 DESEMPENHO DA ETHERNET

Agora, vamos examinar rapidamente o desempenho da Ethernet sob condições de carga alta e constante, ou seja, k estações sempre prontas a transmitir. Uma análise completa do algoritmo de backoff exponencial binário é muito complicada. Em vez disso, seguiremos Metcalfe e Boggs (1976) e vamos supor uma probabilidade de retransmissão constante em cada slot. Se cada estação transmitir durante um slot de disputa com probabilidade p, a probabilidade A de que alguma estação tome posse do canal existente nesse slot será:

A = kp(1 − p)k ^{− 1} (4.5)

A é maximizado quando p = 1/k, com A → 1/e, à medida que k → ∞. A probabilidade de que o intervalo de disputa tenha exatamente j slots é A(1 − A)j ^{− 1}, de forma que o número médio de slots por disputa é dado por

Como cada slot tem uma duração de 2τ, o intervalo médio de disputa, w, é 2τ/A. Supondo-se um valor ideal para p, o número médio de slots de disputa nunca será maior que ‘e’; portanto, w é, no máximo, 2τe ≈ 5,4τ.

Se o quadro leva em média P segundos para ser transmitido, quando muitas estações tiverem quadros para enviar,

Eficiência do canal = (4.6)

Aqui, vemos que a distância máxima do cabo entre duas estações entra nos números do desempenho. Quanto

maior for o cabo, maior será o intervalo de disputa, o que explica por que o padrão Ethernet especifica um comprimento máximo de cabo.

É instrutivo formular a Equação 4.6 em termos do comprimento do quadro, F, da largura de banda da rede, B, do comprimento do cabo, L, e da velocidade de propagação do sinal, c, para o caso ideal de ‘e’ slots de disputa por quadro. Com P = F/B, a Equação 4.6 passa a ser:

Eficiência do canal = (4.7)

Quando o segundo termo no denominador for grande, a eficiência da rede será baixa. Mais especificamente, aumentar a largura de banda de rede ou a distância (o produto BL) reduz a eficiência para determinado tamanho de quadro. Infelizmente, a maior parte das pesquisas em hardware de rede visa exatamente ao aumento desse produto. As pessoas querem alta largura de banda a longas distâncias (MANs de fibra óptica, por exemplo), o que sugere que o padrão Ethernet implementado dessa maneira talvez não seja o melhor sistema para essas aplicações. Veremos outras formas de implementar a Ethernet na próxima seção.

Na Figura 4.16, a eficiência do canal é representada contra o número de estações prontas para 2τ = 51,2 ms e uma taxa de dados de 10 Mbps, usando-se a Equação 4.7. Com um tempo por slot de 64 bytes, não surpreende que quadros de 64 bytes não sejam eficientes. Por outro lado, com quadros de 1.024 bytes e um valor assintótico de e slots de 64 bytes por intervalo de disputa, o período de disputa é de 174 bytes e a eficiência é de 85 por cento. Esse resultado é muito melhor do que os 37 por cento de eficiência da slotted ALOHA.

Talvez valha a pena mencionar que houve um grande número de análises teóricas sobre o desempenho da Ethernet (e de outras redes). A maioria dos resultados deve ser considerada com cautela por duas razões. Primeiro, praticamente todos esses trabalhos presumem que o tráfego obedece a uma série de Poisson. Como os pesquisadores começaram a analisar dados reais, parece que agora o tráfego de rede raras vezes é de Poisson, e sim semelhante ou em forma de rajada por um intervalo de escalas de tempo (Paxson e Floyd, 1995; e Willinger et al., 1994). Isso significa que calcular uma média durante intervalos longos não suaviza o tráfego. Assim como no uso de modelos questionáveis, muitas das análises focam nos casos de desempenho ‘específicos’ para carga estranhamente alta. Boggs et al. (1988) mostraram, com experimentos, que a Ethernet funciona bem na realidade, até mesmo com carga moderadamente alta.

4.3.4 ETHERNET COMUTADA

A Ethernet logo começou a evoluir para longe da arquitetura de cabo longo único da Ethernet clássica (o éter). Os problemas associados a encontrar interrupções ou conexões partidas a levaram para um tipo diferente de padrão de fiação, em que cada estação tem um cabo dedicado esticado até um hub central. Um hub simplesmente conecta todos os fios eletricamente, como se eles fossem únicos. Essa configuração pode ser vista na Figura 4.17(a).

Os fios eram pares trançados da companhia telefônica, pois a maioria dos prédios de escritórios já estava conectada dessa forma e normalmente havia muita capacidade ociosa disponível. Esse reúso foi um ganho, mas reduziu o tamanho máximo do cabo do hub para cem metros (duzentos metros, se os pares trançados de alta qualidade da Categoria 5 fossem usados). A inclusão ou remoção de uma estação é mais simples nessa configuração, e uma interrupção de cabo pode ser facilmente detectada. Com a vantagem de elas serem capazes de usar a fiação existente e a facilidade de manutenção, os hubs de par trançado rapidamente se tornaram a forma dominante na topologia Ethernet.

Figura 4.16 | Eficiência da Ethernet a 10 Mbps com tempos por slot de 512 bits.

Figura 4.17 | (a) Hub. (b) Switch.

Porém, os hubs não aumentam a capacidade, pois são logicamente equivalentes ao cabo longo único da Ethernet clássica. Quando mais e mais estações são acrescentadas, cada estação recebe uma fatia cada vez menor da capacidade fixa. Por fim, a LAN saturará. Uma saída é usar uma velocidade maior, digamos, de 10 Mbps para 100 Mbps, 1 Gbps ou velocidades ainda maiores. Mas, com o crescimento da multimídia e de servidores poderosos, até mesmo a Ethernet de 1 Gbps pode ficar saturada.

Felizmente, existe outra solução para lidar com o aumento da carga: a Ethernet comutada. O núcleo desse sistema é um switch, que contém uma placa integrada (ou backplane) de alta velocidade que conecta todas as portas, como mostra a Figura 4.17(b). Por fora, um switch se parece com um hub. Ambos são caixas, normalmente com 4 a 48 portas, cada uma contendo um conector RJ-45 padrão para um cabo de par trançado. Cada cabo conecta o switch ou hub a um único computador, como mostra a Figura 4.18. Um switch também tem as mesmas vantagens de um hub. É muito fácil acrescentar ou remover uma nova estação conectando ou desconectando um fio, e é fácil encontrar a maioria das falhas, pois um cabo ou porta com defeito normalmente afetará apenas uma estação. Ainda existe um componente compartilhado que pode falhar – o próprio switch –, mas, se todas as estações perderem conectividade, o pessoal de TI sabe o que fazer para resolver o problema: trocar o switch inteiro.

Dentro do switch, porém, algo muito diferente está acontecendo. Os switches só enviam quadros às portas para as quais esses quadros são destinados. Quando uma porta do switch recebe um quadro Ethernet de uma estação, o switch verifica os endereços Ethernet para saber para qual porta o quadro se destina. Essa etapa requer que o switch possa descobrir quais portas correspondem a quais endereços, um processo que explicaremos na Seção 4.8, quando analisarmos o caso geral dos switches conectados a outros switches. Por enquanto, basta considerar que o switch conhece a porta de destino do quadro. Depois, o switch encaminha o quadro por sua placa interna de alta velocidade até a porta de destino. A placa interna normalmente trabalha com muitos Gbps, usando um protocolo próprio que não precisa ser padronizado, pois fica inteiramente oculto dentro do switch. A porta de destino, então, transmite o quadro no fio para que ele alcance a estação intencionada. Nenhuma das outras portas sequer saberá que o quadro existe.

O que acontecerá se duas estações ou portas quiserem transmitir um quadro ao mesmo tempo? Novamente, os switches diferem dos hubs. Em um hub, todas as estações estão no mesmo domínio de colisão. Elas precisam usar o algoritmo de CSMA/CD para programar suas transmissões. Em um switch, cada porta é seu próprio domínio de colisão independente. No caso comum de um cabo full-duplex, a estação e a porta podem enviar um quadro no cabo ao mesmo tempo, sem se preocupar com outras portas e estações. As colisões agora são impossíveis e o CSMA/CD não é necessário. Porém, se o cabo for half-duplex, a estação e a porta precisam disputar com CSMA/CD pela transmissão, de forma normal.

Um switch melhora o desempenho em relação a um hub de duas maneiras. Primeiro, como não existem colisões, a capacidade é usada de modo mais eficiente. Se-

Figura 4.18 | Um switch Ethernet.

gundo, e mais importante, com um switch, vários quadros podem ser enviados simultaneamente (por estações diferentes). Esses quadros alcançarão as portas do switch e trafegarão pela placa integrada do switch para ser enviados nas portas apropriadas. Porém, como dois quadros podem ser enviados para a mesma porta de saída ao mesmo tempo, o switch precisa ter um buffer, para que possa temporariamente enfileirar um quadro de entrada até que ele possa ser transmitido para a porta de saída. Em geral, essas melhorias dão um grande ganho de desempenho, o que não é possível com um hub. O throughput total do sistema normalmente pode ser aumentado em uma ordem de grandeza, dependendo do número de portas e padrões de tráfego.

A mudança nas portas em que os quadros são enviados também tem benefícios para a segurança. A maioria das interfaces de LAN possui um modo promíscuo, em que todos os quadros são dados a cada computador, não apenas os endereçados a ele. Com um hub, cada computador conectado pode ver o tráfego enviado entre todos os outros computadores. Espiões e bisbilhoteiros adoram esse recurso. Com um switch, o tráfego é encaminhado apenas para as portas às quais ele é destinado. Essa restrição oferece melhor isolamento, de modo que o tráfego não escapará com facilidade nem cairá em mãos erradas. Porém, é melhor criptografar o tráfego se a segurança realmente for necessária.

Tendo em vista que o switch espera apenas quadros Ethernet padrão em cada porta de entrada, é possível usar algumas dessas portas como concentradores. Na Figura 4.18, a porta localizada no canto superior direito não está conectada a uma estação isolada, mas a um hub de 12 portas. À medida que chegam ao hub, os quadros disputam a rede Ethernet de forma normal, inclusive com colisões e backoff exponencial binário. Os quadros bem-sucedidos são enviados ao switch e são tratados como quaisquer outros quadros recebidos. O switch não sabe que eles tiveram de brigar para chegar lá. Uma vez no switch, eles são enviados para a linha de saída correta pela placa integrada de alta velocidade. Também é possível que o destino correto fosse uma das linhas conectadas ao hub, quando o quadro já foi entregue, de modo que o switch simplesmente o descarta. Os hubs são mais simples e mais baratos que os switches, mas, em decorrência da queda nos preços dos switches, eles estão rapidamente se tornando espécies em extinção. Apesar disso, ainda existem hubs legados.

4.3.5 FAST ETHERNET

Ao mesmo tempo em que os switches estavam se tornando populares, a velocidade da Ethernet de 10 Mbps estava sendo pressionada. Em princípio, 10 Mbps parecia ser o paraíso, da mesma forma que os modems a cabo pareciam ser o paraíso para os usuários de modems telefônicos. Porém, a novidade se dissipou com rapidez. Como uma espécie de corolário da Lei de Parkinson (“O trabalho se expande até preencher o tempo disponível para sua conclusão”), parecia que os dados se expandiam para preencher toda a largura de banda disponível para sua transmissão.

Muitas instalações precisavam de maior largura de banda e tinham diversas LANs de 10 Mbps conectadas por um labirinto de repetidores, hubs e switches, embora às vezes parecesse, para os administradores de redes, que elas estavam conectadas por goma de mascar e tela de arame. Porém, até mesmo com switches Ethernet, a largura de banda máxima de um único computador era limitada pelo cabo que o conectava à porta do switch.

Foi nesse ambiente que o IEEE reuniu o comitê do em 1992, com instruções para produzir uma LAN mais rápida. Uma das propostas era manter o 802.3 exatamente como estava, apenas tornando-o mais rápido. Outra proposta era refazê-lo completamente, para integrar um grande número de novos recursos, como tráfego em tempo real e voz digitalizada, mas manter o antigo nome (por motivos de marketing). Após alguma discussão, o comitê decidiu manter o 802.3 como ele era, simplesmente tornando-o mais rápido. Essa estratégia realizaria o trabalho antes que a tecnologia mudasse, evitando problemas não previstos com um projeto totalmente novo. O novo projeto também seria compatível com as LANs Ethernet existentes. As pessoas que apoiavam a proposta perdedora fizeram o que qualquer pessoa do setor de informática que se preza faria nessas circunstâncias – formaram seu próprio comitê e padronizaram sua LAN assim mesmo (como o padrão 802.12). Esse padrão fracassou por completo.

O trabalho foi feito rapidamente (pelas normas dos comitês de padronização) e o resultado, o 802.3u, foi oficialmente aprovado pelo IEEE em junho de 1995. Tecnicamente, o 802.3u não é um padrão novo, mas um adendo ao padrão 802.3 existente (para enfatizar sua compatibilidade). Como praticamente todos o chamam de FastEthernet, em vez de 802.3u, faremos o mesmo.

A ideia básica por trás da Fast Ethernet era simples: manter os antigos formatos de quadros, interfaces e regras de procedimentos, e apenas reduzir o tempo de bit de 100 ns para 10 ns. Tecnicamente, teria sido possível copiar a Ethernet clássica de 10 Mbps e continuar a detectar colisões a tempo, pela simples redução do comprimento máximo do cabo a um décimo do comprimento original. Entretanto, as vantagens do cabeamento de par trançado eram tão grandes que a Fast Ethernet se baseou inteiramente nes se projeto. Por isso, todos os sistemas Fast Ethernet usam hubs e switches; porém, cabos multiponto com conectores de pressão ou conectores BNC não são mais permitidos.

Entretanto, algumas decisões ainda precisavam ser tomadas, sendo que a mais importante dizia respeito aos tipos de fios que seriam aceitos. Um dos concorrentes era o par trançado da Categoria 3. O argumento a favor dele era que todo escritório do mundo ocidental tinha pelo menos qua-

tro pares trançados da Categoria 3 (ou melhor) instalados entre ele e um armário de fiação telefônica a uma distância máxima de cem metros. Às vezes, há dois cabos desse tipo. Desse modo, o uso do par trançado da Categoria 3 tornaria possível conectar computadores desktop com o emprego de Fast Ethernet, sem a necessidade de refazer a fiação do edifício, uma enorme vantagem para muitas empresas.

A principal desvantagem do par trançado da Categoria 3 é sua incapacidade para transportar sinais de 100 Mbps por cem metros, a distância máxima especificada entre o computador e o hub para hubs de 10 Mbps. Por outro lado, a fiação de par trançado da Categoria 5 é capaz de tratar cem metros com facilidade, e a fibra pode ir muito mais longe que isso. Decidiu-se permitir as três possibilidades, como mostra a Tabela 4.1, mas incentivar a solução da Categoria 3, para que fosse possível obter a capacidade de transporte adicional necessária.

O esquema de par trançado sem blindagem, ou UTP (Unshielded Twisted Pair), da Categoria 3, chamado 100Base-T4, emprega uma velocidade de sinalização de 25 MHz, somente 25 por cento mais rápida do que os 20 MHz da Ethernet padrão. (Lembre-se de que a codificação Manchester, discutida na Seção 2.5, requer dois períodos de clock para cada um dos 10 milhões de bits enviados a cada segundo.) Porém, para atingir a largura de banda necessária, o 100Base-T4 exige quatro pares trançados. Dos quatro pares, um sempre é para o hub, um sempre é do hub e os outros dois são comutáveis para a direção da transmissão atual. Para conseguir 100 Mbps dos três pares trançados na direção da transmissão, um esquema bastante complicado é usado em cada par trançado. Ele envolve o envio de dígitos ternários com três níveis de tensão. Esse esquema provavelmente não ganhará nenhum prêmio de elegância, e deixaremos de lado os detalhes. Porém, como a fiação da telefonia-padrão há décadas tem quatro pares por cabo, a maioria dos escritórios é capaz de usar a fiação existente. É claro que isso significa abrir mão do telefone do seu escritório, mas esse certamente é um pequeno preço a pagar por um e-mail mais rápido.

O 100Base-T4 foi deixado de lado quando muitos prédios de escritórios tiveram a fiação trocada para o UTP de Categoria 5 para Ethernet 100Base-TX, que veio para dominar o mercado. Esse projeto é mais simples porque os fios podem lidar com taxas de clock de 125 MHz. Somente dois pares trançados por estação são usados, um para o hub e outro a partir dele. Nem a codificação binária direta (ou seja, NRZ) nem a codificação Manchester são usadas. Em vez disso, é usada a codificação 4B/5B, que descrevemos na Seção 2.5. Quatro bits de dados são codificados como 5 bits de sinal e enviados a 125 MHz para fornecer 100 Mbps. Esse esquema é simples, mas tem transições suficientes para sincronização e usa a largura de banda do fio relativamente bem. O sistema 100Base-TX é full-duplex; as estações podem transmitir a 100 Mbps em um par trançado e recebem em 100 Mbps em outro par trançado ao mesmo tempo.

A última opção, o 100Base-FX, utiliza dois filamentos de fibra multimodo, um para cada sentido; por isso, ele também é full-duplex, com 100 Mbps em cada sentido. Nessa configuração, a distância entre uma estação e o switch pode ser de até 2 Km.

A Fast Ethernet permite a interconexão por hubs ou switches. Para garantir que o algoritmo CSMA/CD continue a funcionar, o relacionamento entre o tamanho de quadro mínimo e o tamanho de cabo máximo deve ser mantido enquanto a velocidade da rede sobe de 10 Mbps para 100 Mbps. Assim, ou o comprimento mínimo do quadro de 64 bytes deve aumentar ou o comprimento de cabo máximo de 2.500 m deve diminuir proporcionalmente. A escolha fácil foi que a distância máxima entre duas estações quaisquer fosse diminuída por um fator de 10, pois um hub com cabos de 100 m já está dentro desse novo máximo. Contudo, os cabos 100Base-FX de 2 km são muito longos para aceitar um hub de 100 Mbps com o algoritmo de colisão normal da Ethernet. Esses cabos, em vez disso, precisam ser conectados a um switch e operar em um modo full-duplex, para que não haja colisões.

Os usuários rapidamente começaram a implantar a Fast Ethernet, mas eles não quiseram abandonar as placas Ethernet de 10 Mbps nos computadores mais antigos. Por conseguinte, praticamente todos os switches Ethernet podem lidar com uma mistura de estações de 10 Mbps e 100 Mbps. Para facilitar o upgrading, o próprio padrão oferece um mecanismo chamado autonegociação, que permite que duas estações negociem automaticamente a velocidade ideal (10 ou 100 Mbps) e o tipo de duplex (half ou full). Isso quase sempre funciona bem, mas pode ocasionar problemas de divergência do duplex quando uma extremidade do enlace autonegocia e a outra não, ficando definida como o modo full-duplex (Shalunov e Carlson, 2005). A maioria dos produtos Ethernet utiliza esse recurso para se configurar.

Nome	Cabo	Tam. máx. de segmento	Vantagens
100Base-T4	Par trançado	100 m	Utiliza UTP da Categoria 3
100Base-TX	Par trançado	100 m	Full-duplex a 100 Mbps (UTP da Categoria 5)
100Base-FX	Fibra óptica	2.000 m	Full-duplex a 100 Mbps; grandes distâncias

Tabela 4.1 | O cabeamento Fast Ethernet original.

4.3.6 GIGABIT ETHERNET

A tinta mal havia secado no padrão Fast Ethernet quando o comitê 802 começou a trabalhar em uma Ethernet ainda mais rápida, prontamente apelidada de gigabit Ethernet. O IEEE ratificou a forma mais popular como 802.3ab em 1999. A seguir descreveremos algumas das principais características da gigabit Ethernet. Você poderá encontrar mais informações em Spurgeon (2000).

Os objetivos do comitê para a gigabit Ethernet eram essencialmente os mesmos do comitê para a Fast Ethernet: tornar a Ethernet dez vezes mais rápida, mantendo a compatibilidade com todos os padrões Ethernet existentes. Em particular, a gigabit Ethernet tinha de oferecer o serviço de datagrama não confirmado com unicasting e multicasting, empregar o mesmo esquema de endereçamento de 48 bits já em uso e manter o mesmo formato de quadro, inclusive seus tamanhos mínimo e máximo. O padrão final atendeu a todos esses objetivos.

Também como a Fast Ethernet, todas as configurações da gigabit Ethernet utilizam enlaces ponto a ponto. Na configuração mais simples, ilustrada na Figura 4.19(a), dois computadores estão diretamente conectados um ao outro. Porém, o caso mais comum consiste em um switch ou um hub conectado a vários computadores e possivelmente a switches ou hubs adicionais, como mostra a Figura 4.19(b). Em ambas as configurações, cada cabo Ethernet tem exatamente dois dispositivos conectados a ele, nem mais nem menos.

Também como a Fast Ethernet, a gigabit Ethernet admite dois modos de operação: o modo full-duplex e o modo half-duplex. O modo ‘normal’ é o full-duplex, que permite tráfego em ambos os sentidos ao mesmo tempo. Esse modo é usado quando existe um switch central conectado a computadores (ou outros switches) na periferia. Nessa configuração, todas as portas têm buffers de armazenamento, de forma que cada computador e cada switch são livres para enviar quadros sempre que quiserem. O transmissor não precisa detectar o canal para saber se ele está sendo usado por mais alguém, pois a disputa é impossível. Na linha entre um computador e um switch, o computador é o único transmissor possível para o switch naquela linha, e a transmissão terá sucesso ainda que o switch nesse instante esteja transmitindo um quadro para o computador (porque a linha é full-duplex). Tendo em vista que nenhuma disputa é possível, o protocolo CSMA/CD não é usado, e assim o comprimento máximo do cabo é determinado pela intensidade do sinal, não pelo tempo que uma rajada de sinal ruidoso leva para se propagar de volta até o transmissor na pior das hipóteses. Os switches são livres para se misturar e combinar suas velocidades. A autonegociação é admitida, como na Fast Ethernet, mas agora a escolha é entre 10, 100 e 1.000 Mbps.

O outro modo de operação, o half-duplex, é usado quando os computadores estão conectados a um hub, não a um switch. Um hub não armazena os quadros recebidos em buffers. Em vez disso, ele estabelece conexões elétricas internas para todas as linhas, simulando o cabo multiponto usado na Ethernet clássica. Nesse modo, colisões são possíveis e, portanto, é necessário o protocolo CSMA/ CD-padrão. Tendo em vista que um quadro mínimo de 64 bytes (o mais curto permitido) agora pode ser transmitido cem vezes mais rápido que na Ethernet clássica, a distância máxima é cem vezes menor (ou seja, 25 metros), a fim de manter a propriedade essencial de que o transmissor ainda transmitirá quando uma rajada de sinal ruidoso voltar a ele, mesmo na pior das hipóteses. Com um cabo de 2.500 metros, o transmissor de um quadro de 64 bytes a 1 Gbps terminaria a transmissão bem antes de o quadro sequer ter chegado a percorrer um décimo da distância até a outra extremidade, quanto mais ir até a extremidade e voltar.

Essa restrição de distância foi tão séria que duas características foram acrescentadas ao padrão para aumentar a distância máxima do cabo para duzentos metros, o que provavelmente é suficiente para a maioria dos escritórios. A primeira característica, chamada extensão de portadora, essencialmente informa ao hardware para adicionar seu próprio preenchimento ao quadro normal, a fim de estendê-lo para 512 bytes. Tendo em vista que esse preenchimento é adicionado pelo hardware transmissor e removido pelo hardware receptor, o software não tem conhecimento desse fato, o que significa que não é necessária nenhuma

Figura 4.19 | (a) Uma Ethernet com duas estações. (b) Uma Ethernet com várias estações.

mudança no software existente. É claro que o uso de 512 bytes de largura de banda para transmitir 46 bytes de dados do usuário (a carga útil de um quadro de 64 bytes) tem uma eficiência de linha de apenas 9 por cento.

A segunda característica, chamada rajada de quadros, permite a um transmissor enviar uma sequência concatenada de vários quadros em uma única transmissão. Se a rajada total tiver menos de 512 bytes, o hardware a preencherá novamente. Se houver quadros suficientes esperando pela transmissão, esse esquema será altamente eficiente e preferível à extensão de portadora.

Com toda franqueza, é difícil imaginar uma organização se envolvendo com as dificuldades de compra e instalação de placas gigabit Ethernet para obter alto desempenho, e depois conectar os computadores a um antigo hub para simular a Ethernet clássica, com todas as suas colisões. As interfaces e os switches da gigabit Ethernet eram muito caros, mas seu preço caiu rapidamente à medida que o volume de vendas aumentou. Ainda assim, a compatibilidade é sagrada na indústria de informática e, então, o comitê é obrigado a aceitá-la. Hoje, a maioria dos computadores vem com uma interface Ethernet capaz de operar a 10, 100 e 1.000 Mbps, compatível com todas as velocidades.

A gigabit Ethernet admite cabeamento de cobre e de fibra, como mostra a Tabela 4.2. A sinalização à velocidade de aproximadamente 1 Gbps requer a codificação e o envio de um bit a cada nanossegundo. Esse truque foi realizado inicialmente com cabos de cobre curtos e blindados (a versão 1000Base-CX) e fibras ópticas. Para estas, dois comprimentos de onda são permitidos e o resultado são duas versões: 0,85 mícron (curto, para 1000Base-SX) e 1,3 mícron (longo, para 1000Base-LX).

A sinalização no comprimento de onda curto pode ser alcançada com LEDs mais baratos. Ela é usada com a fibra multimodo e é útil para conexões dentro de um prédio, pois pode se estender até 500 m para a fibra de 50 micra. A sinalização no comprimento de onda longo exige lasers mais caros. Por outro lado, quando combinado com a fibra de modo único (10 micra), o comprimento do cabo pode ser de até 5 Km. Esse limite permite conexões a longa distância entre prédios, como para o backbone de um campus, como em um enlace ponto a ponto dedicado. Outras variações do padrão permitiram enlaces ainda mais longos sobre a fibra de modo único.

Para enviar bits por essas versões da gigabit Ethernet, a codificação 8B/10B, que descrevemos na Seção 2.5, foi emprestada de outra tecnologia de redes, chamada Fibre Channel. Esse esquema codifica 8 bits de dados em dez palavras de código de 10 bits, que são enviadas pelo fio ou fibra, daí o nome 8B/10B. As palavras de código foram escolhidas de modo que pudessem ser balanceadas (ou seja, tivessem o mesmo número de 0s e 1s) com transições suficientes para a recuperação de clock. O envio dos bits codificados com NRZ requer uma largura de banda de sinalização de 25 por cento a mais do que a necessária para os bits não codificados, uma grande melhoria em relação à expansão de 100 por cento da codificação Manchester.

Contudo, todas essas opções exigiam novos cabos de cobre ou fibra para dar suporte à sinalização mais rápida. Nenhum deles utilizava a grande quantidade de UTP de Categoria 5 que havia sido instalada com a Fast Ethernet. Dentro de um ano, o 1000Base-T surgiu para preencher essa lacuna, e tem sido a forma mais popular de gigabit Ethernet desde então. As pessoas aparentemente não quiseram mudar a fiação de seus prédios.

Uma sinalização mais complicada é necessária para fazer a Ethernet funcionar a 1.000 Mbps sobre fios de Categoria 5. Para começar, todos os quatro pares trançados no cabo são usados, e cada par é usado nas duas direções ao mesmo tempo, usando o processamento de sinal digital para separar os sinais. Pelos fios, um a um, cinco níveis de voltagem que transportam 2 bits são usados para sinalizar em 125 Msímbolos/s. O mapeamento para produzir os símbolos a partir dos bits não é simples. Ele envolve embaralhamento e transições, seguidos por um código de correção de erros em que quatro valores são embutidos em cinco níveis de sinal.

Uma velocidade de 1 Gbps é bastante alta. Por exemplo, se um receptor estiver ocupado com alguma outra tarefa, mesmo durante 1 ms, e não esvaziar o buffer de entrada em alguma porta, nesse intervalo poderão se acumular até 1.953 quadros. Além disso, quando um computador em uma gigabit Ethernet estiver transmitindo dados pela linha a um computador em uma Ethernet clássica, serão muito prováveis sobrecargas no buffer. Como consequência dessas duas observações, a gigabit Ethernet admite controle de fluxo. O mecanismo consiste na transmissão de um quadro de controle especial de uma extremidade a ou-

Nome	Cabo	Distância máxima do segmento	Vantagens
1000Base-SX	Fibra óptica	550 m	Fibra multimodo (50, 62,5 micra)
1000Base-LX	Fibra óptica	5.000 m	Modo único (10 micra) ou multimodo (50, 62,5 micra)
1000Base-CX	2 pares de STP	25 m	Par trançado blindado
1000Base-T	4 pares de UTP	100 m	UTP padrão da Categoria 5

Tabela 4.2 | O cabeamento da gigabit Ethernet.

tra, informando que a extremidade receptora deve fazer uma pausa durante algum período predeterminado. Para controle de fluxo, são usados quadros PAUSE, contendo o tipo 0x8808. As pausas são dadas em unidades de tempo mínimo por quadro. Para a gigabit Ethernet, a unidade de tempo é 512 ns, permitindo pausas de até 33,6 ms.

Existe mais uma extensão introduzida com a gigabit Ethernet. Quadros jumbo permitem que os quadros tenham mais de 1.500 bytes, normalmente até 9 KB. Essa extensão é patenteada. Ela não é reconhecida pelo padrão porque, se for usada, a Ethernet não será mais compatível com versões anteriores, mas, de qualquer forma, a maioria dos vendedores oferece suporte para ela. O raciocínio é que

1.500 bytes representam uma unidade curta nas velocidades de gigabit. Manipulando blocos de informação maiores, a taxa de quadros pode ser diminuída, com o processamento associado a ela, como a interrupção do processador para dizer que um quadro chegou, ou a divisão e recombinação de mensagens que eram muito grandes para caber em um quadro Ethernet.

4.3.7 ETHERNET DE 10 GIGABITS

Assim que a gigabit Ethernet foi padronizada, o comitê 802 ficou entediado e quis voltar ao trabalho. O IEEE pediu que se iniciassem os estudos sobre a Ethernet de 10 gigabits. Esse trabalho seguiu aproximadamente os mesmos moldes dos padrões Ethernet anteriores, com os padrões para fibra e cabo de cobre blindado, que apareceram primeiro em 2002 e 2004, seguidos pelo padrão para par trançado de cobre em 2006.

A velocidade de 10 Gbps é verdadeiramente prodigiosa, mil vezes mais rápida que a Ethernet original. Onde ela poderia ser necessária? A resposta é: dentro dos centros de dados e estações, para conectar roteadores de ponta, switches e servidores, bem como em troncos de longa distância e alta largura de banda, entre estações que habilitam redes metropolitanas inteiras com base em Ethernet e fibra. As conexões de longa distância utilizam fibra óptica, enquanto as conexões curtas podem usar cobre ou fibra.

Todas as versões da Ethernet de 10 gigabits admitem apenas operação full-duplex. CSMA/CD não faz mais parte do projeto, e os padrões se concentram em detalhes das camadas físicas que podem trabalhar em velocidades muito altas. Porém, a compatibilidade ainda é importante, de modo que as interfaces Ethernet de 10 gigabits autonegociam e recuam para a velocidade mais baixa admitida pelas duas extremidades da linha.

Os principais tipos de Ethernet de 10 gigabits são listados na Tabela 4.3. A fibra multimodo com comprimento de onda de 0,85m (curta) e 1,5m (estendida) é usada para longas distâncias. A 10GBase-ER pode percorrer distâncias de 40 km, o que a torna adequada para aplicações remotas. Todas essas versões enviam um fluxo serial de informações, produzido pelo embaralhamento dos bits de dados, depois a codificação com um código 64B/66B. Essa codificação tem menos overhead do que uma codificação 8B/10B.

A primeira versão de cobre definida, 10GBase-CX4, usa um cabo com quatro pares de fiação de cobre twinaxial. Cada par usa codificação 8B/10B e trabalha a 3,125 Gsímbolos/s para alcançar 10 Gbps. Essa versão é mais barata do que a fibra e chegou cedo ao mercado, mas ainda não sabemos se a longo prazo vencerá a Ethernet de 10 gigabits sobre a fiação de par trançado de variedade comum.

A 10GBase-T é uma versão que usa cabos UTP. Embora exija fiação de Categoria 6a, para pequenas distâncias, ela pode usar categorias inferiores (incluindo a Categoria para permitir algum reúso do cabeamento instalado. Não é surpresa que a camada física seja muito complicada para alcançar 10 Gbps sobre par trançado. Só veremos por alto alguns dos detalhes de alto nível. Cada um dos quatro pares trançados é usado para enviar 2.500 Mbps/s em ambas as direções. Essa velocidade é alcançada usando-se uma taxa de sinalização de 800 Msímbolos/s, com símbolos que usam 16 níveis de tensão. Os símbolos são produzidos embaralhando-se os dados, protegendo-os com o código LDPC (Low Density Parity Check) e codificando ainda mais para correção de erro.

A Ethernet de 10 gigabits ainda está sacudindo o mercado, mas o comitê 802.3 já fez progressos. Ao final de 2007, o IEEE criou um grupo para padronizar a Ethernet operando a 40 Gbps e 100 Gbps. Essa atualização permitirá que a Ethernet concorra em ambientes de desempenho muito alto, incluindo conexões de longa distância em redes de backbone e conexões curtas, nas placas internas de equipamentos. O padrão ainda não está concluído, mas já estão disponíveis produtos patenteados.

Nome	Cabo	Distância máxima do segmento	Vantagens
10GBase-SR	Fibra óptica	Até 300 m	Fibra multimodo (0,85 m)
10GBase-LR	Fibra óptica	10 Km	Fibra monomodo (1,3 m)
10GBase-ER	Fibra óptica	40 Km	Fibra monomodo (1,5 m)
10GBase-CX4	4 pares de twinax	15 m	Cobre twinaxial
10GBase-T	4 pares de UTP	100 m	UTP padrão da Categoria 6a

Tabela 4.3 | O cabeamento da Ethernet de 10 gigabits.

4.3.8 RETROSPECTIVA DA ETHERNET

A Ethernet existe há mais de trinta anos e não tem concorrentes sérios; portanto, é provável que continue no mercado ainda por muitos anos. Poucas arquiteturas de CPUs, sistemas operacionais ou linguagens de programação seriam capazes de se manter na liderança por três décadas, continuando com força. Sem dúvida, a Ethernet fez algo correto. O que foi?

Provavelmente a principal razão para sua longevidade seja o fato de que a Ethernet é simples e flexível. Na prática, simples se traduz como confiável, de baixo custo e de fácil manutenção. Depois que a arquitetura de hub e switch foi adotada, as falhas se tornaram extremamente raras. As pessoas hesitam em substituir algo que funciona bem o tempo todo, em especial quando sabem que uma quantidade terrível de itens da indústria de informática funciona muito mal. Muitas das chamadas ‘atualizações’ são bem piores que as versões substituídas por elas.

Simplicidade também se traduz em economia. A fiação de par trançado tem custo relativamente baixo, assim como os componentes do hardware. Eles começam caros quando há uma transição, por exemplo, novas NICs ou switches da gigabit Ethernet, mas são apenas acréscimos a uma rede bem estabelecida (não uma substituição dela) e os preços caem rapidamente à medida que o volume de vendas aumenta.

A Ethernet é de fácil manutenção. Não existe nenhum software para instalar (além dos drivers) e não há nenhuma tabela de configuração para gerenciar (e errar). Além disso, a inclusão de novos hosts é simples: basta conectá-los.

Outro ponto importante é que a Ethernet é capaz de interoperar facilmente com o TCP/IP, que se tornou dominante. O IP é um protocolo não orientado a conexões e, portanto, se ajusta perfeitamente à Ethernet, que também é não orientada a conexões. O IP não tem a mesma facilidade para se ajustar a alternativas orientadas a conexão, como o ATM. Essa falta de compatibilidade definitivamente diminui as chances de sucesso do ATM.

Por fim, e talvez mais importante, a Ethernet foi capaz de evoluir em certos aspectos cruciais. As velocidades aumentaram várias ordens de magnitude, e os hubs e switches foram introduzidos, mas essas mudanças não exigiram alterações no software e normalmente permitiam que o cabeamen to existente fosse reutilizado por um tempo. Quando um vendedor de redes aparece em uma grande instalação e diz: “Tenho esta nova e fantástica rede para você. Basta se desfazer de todo o seu hardware e reescrever todo o seu software”, ele tem um problema.

Muitas tecnologias alternativas, que você provavelmente nem sequer ouviu falar, eram mais rápidas que a Ethernet quando foram introduzidas. Assim como o ATM, essa lista inclui o FDDI (Fiber Distributed Data Interface) e o Fibre Channel,2 duas LANs ópticas baseadas em anéis. Ambas eram incompatíveis com a Ethernet. Nenhuma delas teve sucesso. Elas eram muito complicadas, o que resultava em chips complexos e altos preços. A lição que deveria ter sido aprendida aqui é que as coisas precisam ser mantidas simples. Por fim, a Ethernet os alcançou em termos de velocidade, geralmente pegando parte de sua tecnologia emprestada, por exemplo, a codificação 4B/5B do FDDI e a codificação 8B/10B do Fibre Channel. Então, ou elas não tinham mais vantagens e desapareceram silenciosamente ou tiveram funções especializadas.

Parece que a Ethernet continuará a se expandir em suas aplicações ainda por algum tempo. A Ethernet de 10 gigabits acabou com as restrições de distância do CSMA/CD. Tem sido realizado muito esforço para a carrier-gradeEthernet ou simplesmente Carrier-Ethernet, para permitir que os provedores de rede ofereçam serviços baseados em Ethernet aos seus clientes para redes metropolitanas e a longas distâncias (Fouli e Maler, 2009). Essa aplicação transporta quadros Ethernet a longas distâncias através da fibra e exige melhores recursos de gerenciamento para ajudar as operadoras a oferecer serviços confiáveis e de alta qualidade. As redes com velocidade muito alta também estão sendo usadas em placas integradas, conectando componentes em grandes roteadores ou servidores. Esses dois usos são adicionais ao envio de quadros entre computadores em escritórios.

4.4 LANS SEM FIOS

As LANs sem fios estão cada vez mais populares e um número crescente de edifícios de escritórios, aeroportos e outros lugares públicos está sendo equipado com elas, para conectar computadores, PDAs e smartphones à Internet. As LANs sem fios também podem ser usadas para permitir que dois ou mais computadores vizinhos se comuniquem sem usar a Internet.

O principal padrão de LAN sem fio é o 802.11. Vimos algumas informações básicas sobre ele na Seção 1.5.3. Agora, vamos examinar mais de perto a tecnologia. Nas próximas seções, estudaremos a pilha de protocolos, as técnicas de transmissão de rádio na camada física, o protocolo da subcamada MAC, a estrutura de quadro e os serviços fornecidos. Para obter mais informações sobre o 802.11, consulte Gast (2005). Para conhecer os detalhes mais profundos, consulte o próprio padrão publicado, o IEEE 802.11-2007.

4.4.1 802.11: ARQUITETURA E PILHA DE PROTOCOLOS

As redes 802.11 podem ser usadas em dois modos. O modo mais popular é conectar clientes, como laptops e smartphones, a outra rede, como uma intranet da empresa ou a Internet. Esse modo aparece na Figura 4.20(a). No

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Figura 4.20 | Arquitetura 802.11. (a) Modo de infraestrutura. (b) Modo ad hoc.

modo de infraestrutura, cada cliente está associado a um PA (ponto de acesso), que, por sua vez, está conectado a outra rede. O cliente transmite e recebe seus pacotes por meio do PA. Vários pontos de acesso podem ser conectados, normalmente por uma rede com fios chamada sistema de distribuição, para formar uma rede 802.11 estendida. Nesse caso, os clientes podem enviar quadros aos outros clientes por meio de seus PAs.

O outro modo, mostrado na Figura 4.20(b), é uma rede ad hoc. Esse modo é uma coleção de computadores que estão associados de modo que possam enviar quadros diretamente uns aos outros. Não existe ponto de acesso. Como o acesso à Internet é a principal aplicação para redes sem fio, as redes ad hoc não são muito populares.

Agora, vejamos os protocolos. Todos os protocolos 802, incluindo 802.11 e Ethernet, têm certas características comuns em sua estrutura. Uma visão parcial da pilha de protocolos do 802.11 é dada na Figura 4.21. A pilha é a mesma para clientes e PAs. A camada física corresponde muito bem à camada física do modelo OSI, mas a camada de enlace de dados em todos os protocolos 802 se divide em duas ou mais subcamadas. No 802.11, a subcamada MAC (Medium Access Control) determina como o canal é alocado, isto é, quem terá a oportunidade de transmitir a seguir. Acima dela encontra-se a subcamada LLC (Logical Link Control), cujo trabalho é ocultar as diferenças entre as diversas variações do 802 e torná-las indistinguíveis no que se refere à camada de rede. Essa poderia ter sido uma responsividade significativa, mas atualmente a LLC é uma camada de cola, que identifica o protocolo (por exemplo, IP) que é transportado dentro de um quadro 802.11.

Várias técnicas de transmissão foram acrescentadas à camada física à medida que o 802.11 evoluiu desde o seu aparecimento, em 1997. Duas das técnicas iniciais, infravermelho como nos controles remotos de televisão e salto de frequência na banda de 2,4 GHz, agora não são mais usadas. A terceira técnica inicial, o espectro de dispersão de sequência direta a 1 ou 2 Mbps na banda de 2,4 GHz, foi estendida para trabalhar em velocidades de até 11 Mbps e tornou-se rapidamente um sucesso. Ela agora é conhecida como 802.11b.

Para dar aos viciados em redes sem fio o aumento de velocidade tão desejado, novas técnicas de transmissão, baseadas no esquema OFDM (Orthogonal Frequency Division Multiplexing), que descrevemos na Seção 2.5.3, foram introduzidas em 1999 e em 2003. A primeira é chamada 802.11a e usa uma banda de frequência diferente, a de 5 GHz. A segunda ficou com 2,4 GHz e compatibilidade. Ela é chamada 802.11g. Ambas oferecem velocidades de até 54 Mbps.

Mais recentemente, as técnicas de transmissão que usam simultaneamente várias antenas no transmissor e no receptor para aumentar a velocidade foram finalizadas como 802.11n, em outubro de 2009. Com quatro antenas

Figura 4.21 | Parte da pilha de protocolos do 802.11.

e canais mais largos, o padrão 802.11 agora define taxas de até incríveis 600 Mbps.

Agora, vamos examinar cada uma dessas técnicas de transmissão em linhas gerais. Porém, abordaremos apenas aquelas que estão em uso, pulando os métodos de transmissão 802.11 legados. Tecnicamente, elas pertencem à camada física e deveriam ter sido examinadas no Capítulo 2; porém, como estão estritamente relacionadas às LANs em geral e em particular à LAN 802.11, preferimos tratá-las aqui.

4.4.2 802.11: A CAMADA FÍSICA

Cada uma das técnicas de transmissão torna possível enviar um quadro MAC de uma estação para outra. Contudo, elas diferem na tecnologia usada e na velocidade que podem alcançar. Uma descrição detalhada dessas tecnologias está muito além do escopo deste livro, mas algumas palavras sobre cada uma relacionarão as técnicas ao conteúdo abordado na Seção 2.5, fornecendo aos leitores interessados material para pesquisar mais informações na Internet ou em outras fontes.

Todas as técnicas do 802.11 utilizam rádios de curto alcance para transmitir sinais nas bandas de frequência ISM de 2,4 GHz ou 5 GHz, ambas descritas na Seção 2.3.3. Essas bandas têm a vantagem de não ser licenciadas e, portanto, estar disponíveis gratuitamente a qualquer transmissor que queira cumprir algumas restrições, como a potência irradiada de no máximo 1 W (embora 50 mW seja mais comum para rádios de LAN sem fios). Infelizmente, esse fato também é conhecido pelos fabricantes de aparelhos de abertura automática de garagem, telefones sem fio, fornos de micro-ondas e diversos outros dispositivos, todos competindo com os notebooks pelo mesmo espectro. A banda de 2,4 GHz costuma ser mais sobrecarregada do que a de 5 GHz, de modo que esta pode ser melhor para algumas aplicações, embora tenha um alcance mais curto, em virtude da frequência mais alta.

Todos os métodos de transmissão também definem taxas múltiplas. A ideia é que diferentes taxas podem ser usadas dependendo das condições atuais. Se o sinal sem fio for fraco, uma taxa baixa poderá ser usada. Se o sinal for claro, a taxa mais alta poderá ser usada. Esses ajustes constituem o que chamamos adaptação de taxa. Como as taxas variam por um fator de 10 ou mais, uma boa adaptação de taxa é importante para um bom desempenho. É claro que, pelo fato de ela não ser necessária para a interoperabilidade, os padrões não dizem como a adaptação de taxa deve ser feita.

O primeiro método de transmissão que veremos é o 802.11b. Ele é um método de espectro de dispersão que admite taxas de 1, 2, 5,5 e 11 Mbps, embora na prática a taxa de operação seja quase sempre 11 Mbps. Isso é semelhante ao sistema CDMA, que examinamos na Seção 2.5, exceto que há somente um código de espalhamento compartilhado por todos os usuários. O espalhamento é usado para satisfazer ao requisito da FCC de que a potência deve ser espalhada pela banda ISM. A sequência de espalhamento usada pelo 802.11b é uma sequência de Barker. Ela tem como propriedade a autocorrelação baixa, exceto quando as sequências estão alinhadas. Essa propriedade permite que um receptor intercepte o início de uma transmissão. Para transmitir em uma taxa de 1 Mbps, a sequência de Barker é usada com a modulação BPSK para enviar 1 bit por 11 chips. Os chips são transmitidos a uma taxa de 11 Mchips/s. Para enviar a 2 Mbps, ela é usada com a modulação QPSK para enviar 2 bits por 11 chips. As taxas mais altas são diferentes, pois usam uma técnica conhecida como chaveamento de código complementar, ou CCK (Complementary Code Keying), para construir códigos em vez da sequência de Barker. A taxa de 5,5 Mbps envia 4 bits em cada código de 8 chips, e a taxa de 11 Mbps envia 8 bits em cada código de 8 chips.

Em seguida, chegamos ao 802.11a, que admite ta xas de até 54 Mbps na banda ISM de 5 GHz. Você poderia esperar que o 802.11a viesse antes do 802.11b, mas não foi assim. Embora o grupo 802.11a tenha sido estabelecido primeiro, o padrão 802.11b foi aprovado primeiro e seu produto chegou ao mercado bem antes dos produtos 802.11a, parcialmente em virtude da dificuldade de operar na banda mais alta de 5 GHz.

O método 802.11a é baseado na multiplexação por divisão ortogonal de frequência, ou OFDM (Orthogonal Frequency Division Multiplexing), pois a OFDM usa o espectro com eficiência e resiste a degradações do sinal sem fios, como o enfraquecimento por múltiplos caminhos. Os bits são enviados por 52 subportadoras em paralelo, 48 transportando dados e 4 usadas para sincronização. Cada símbolo dura 4 ms e envia 1, 2, 4 ou 6 bits. Os bits são codificados para correção de erros, com um código de convolução binário, primeiro de modo que somente 1/2, 2/3 ou 3/4 dos bits não são redundantes. Com diferentes combinações, o 802.11a pode trabalhar em oito taxas, variando de 6 a 54 Mbps. Essas taxas são significativamente mais rápidas do que as taxas 802.11b, e existe menos interferência na banda de 5 GHz. Contudo, o 802.11b tem um alcance que é cerca de sete vezes maior que o do 802.11a, o que em muitas situações é mais importante.

Mesmo com o alcance maior, o pessoal do 802.11b não tinha intenção de permitir que esse início vencesse o campeonato de velocidade. Felizmente, em maio de 2002, a FCC retirou sua regra, existente havia muito tempo, de exigir que todo equipamento de comunicação sem fios operasse nas bandas ISM nos Estados Unidos para usar o espectro de dispersão, de modo que passou a trabalhar no 802.11g, que foi aprovado pelo IEEE em 2003. Ele copia os métodos de modulação OFDM do 802.11a, mas opera na banda ISM estreita de 2,4 GHz, com o 802.11b. Ele oferece as mesmas taxas do 802.11a (6 a 54 Mbps) mais, é claro, a compatibilidade com quaisquer dispositivos 802.11b que estejam nas proximidades. Todas essas diferentes escolhas

podem ser confusas para os clientes, de modo que é comum que os produtos ofereçam suporte para 802.11a/b/g em uma única NIC.

Não satisfeito em parar aí, o comitê do IEEE começou a trabalhar em uma camada física de alto throughput, chamada 802.11n. Ela foi ratificada em 2009. O objetivo do 802.11n foi um throughput de pelo menos 100 Mbps depois que todos os overheads da rede sem fios fossem removidos. Esse objetivo exigia um aumento de velocidade bruto, com um fator de pelo menos quatro. Para isso acontecer, o comitê dobrou os canais de 20 MHz para 40 MHz e reduziu os overheads de enquadramento, permitindo que um grupo de quadros fosse enviado em conjunto. Porém, o mais significativo é que o 802.11n usa até quatro antenas para transmitir até quatro fluxos de informação ao mesmo tempo. Os sinais dos fluxos interferem no receptor, mas eles podem ser separados usando as técnicas de comunicação de entrada múltipla, saída múltipla, ou MIMO (Multiple Input, Multiple Output). O uso de múltiplas antenas oferece um grande aumento de velocidade e, além disso, melhora o alcance e a confiabilidade. MIMO, como OFDM, é uma daquelas ideias de comunicação inteligentes que estão mudando os projetos das redes sem fios e das quais, provavelmente, todos nós ouviremos falar muito no futuro. Para obter uma breve introdução às antenas múltiplas no 802.11, consulte Halpein et al. (2010).

4.4.3 802.11: O PROTOCOLO DA SUBCAMADA MAC

Agora, vamos retornar dos domínios da engenharia elétrica para os da ciência da computação. O protocolo da subcamada MAC do 802.11 é bastante diferente do protocolo da Ethernet, em razão da complexidade inerente à comunicação sem fio.

Primeiro, os rádios quase sempre são half-duplex, significando que eles não podem transmitir e escutar rajadas de sinais ruidosos ao mesmo tempo em uma única frequência. O sinal recebido pode facilmente ser um milhão de vezes mais fraco do que o sinal transmitido, demodo que não pode ser detectado ao mesmo tempo. Com a Ethernet, uma estação só precisa esperar até o éter fi car inativo para começar a transmitir. Se não receber de volta uma rajada de sinal ruidoso enquanto transmite os primeiros 64 bytes, é quase certo que o quadro tenha sido entregue corretamente. No caso das LANs sem fios, esse mecanismo de detecção de colisão não funciona.

Em vez disso, o 802.11 tenta evitar colisões com um protocolo chamado CSMA com prevenção de colisão, ou CSMA/CA (CSMA with Collision Avoidance). Esse protocolo é conceitualmente semelhante ao CSMA/CD da Ethernet, com detecção de portadora antes de transmitir e o algoritmo de backoff exponencial binário após as colisões. Porém, uma estação que tem um quadro para transmitir começa com um backoff aleatório (exceto no caso em que ela não tenha usado o canal recentemente e o canal esteja inoperante). Ela não espera por uma colisão. O número de slots a recuar é escolhido na faixa de 0 a, digamos, 15, no caso da camada física OFDM. A estação espera até que o canal esteja inoperante, detectando que não existe sinal por um curto período (chamado DIFS, como explicaremos mais adiante), e conta regressivamente os slots inoperantes, interrompendo quando os quadros forem enviados. Ela envia seu quadro quando o contador chega a 0. Se o quadro passar, o destino imediatamente envia uma confirmação curta. A falta de uma confirmação é deduzida como indicativo de erro, seja uma colisão, seja outro erro qualquer. Nesse caso, o transmissor dobra o período de backoff e tenta novamente, continuando com o backoff exponencial binário, como na Ethernet, até que o quadro tenha sido transmitido com sucesso ou o número máximo de retransmissões tenha sido alcançado.

Uma linha do tempo como exemplo aparece na Figura 4.22. A estação A é a primeira a transmitir um quadro. Enquanto A está transmitindo, as estações B e C ficam prontas para enviar. Elas veem que o canal está ocupado e esperam até que ele esteja livre. Pouco depois de A receber uma confirmação, o canal é liberado. Porém, em vez de enviar um quadro imediatamente e colidir, B e C realizam

Figura 4.22 | Transmitindo um quadro com CSMA/CA.

um recuo (backoff). C escolhe um recuo pequeno e, assim, transmite primeiro. B interrompe sua contagem enquanto detecta que C está usando o canal e retoma depois que C tiver recebido uma confirmação. B logo conclui seu recuo e transmite seu quadro.

Em comparação com a Ethernet, existem duas diferenças principais. Primeiro, iniciar os recuos cedo ajuda a evitar colisões. Essa prevenção vale a pena porque as colisões são dispendiosas, já que o quadro inteiro é transmitido mesmo que ocorra uma colisão. Em segundo lugar, as confirmações são usadas para deduzir colisões, pois estas não podem ser detectadas.

Esse modo de operação é chamado funçãodecoordenaçãodistribuída, ou DCF(DistributedCoordination Function), pois cada estação atua de modo independente, sem nenhum tipo de controle central. O padrão também inclui um modo de operação opcional, chamado função de coordenação de ponto, ou PCF (Point CoordinationFunction), em que o ponto de acesso controla toda a atividade em sua célula, assim como uma estação-base de celular. Porém, o PCF não é usado na prática porque normalmente não existe um modo de impedir que as estações em outra rede vizinha transmitam um tráfego simultâneo.

A segunda diferença é que o alcance de transmissão de estações distintas pode não ser a mesma. Com um fio, o sistema é preparado de modo que todas as estações possam escutar umas às outras. Com a complexidade da propagação por RF, essa situação não acontece para as estações sem fio. Consequentemente, podem surgir situações como o problema do terminal oculto, mencionado anteriormente e ilustrado novamente na Figura 4.23(a). Como nem todas as estações estão dentro do mesmo alcance de rádio, as transmissões que acontecem em uma parte de uma célula podem não ser recebidas em outra parte da mesma célula. Nesse exemplo, a estação C está transmitindo para a estação B. Se A detectar o canal, ela não escutará nada e concluirá incorretamente que agora pode começar a transmitir para B. Essa decisão leva a uma colisão.

A situação inversa é o problema do terminal exposto, ilustrado na Figura 4.23(b). Aqui, B deseja enviar para C e, portanto, escuta o canal. Quando ele detecta uma transmissão, conclui incorretamente que não pode transmitir para C, embora A de fato possa estar transmitindo para D (não mostrado). Essa decisão desperdiça uma oportunidade de transmissão.

Para reduzir ambiguidades sobre qual estação está transmitindo, o 802.11 define a detecção do canal de maneira física e virtual. A detecção física simplesmente verifica o meio para ver se existe um sinal válido. Com a detecção virtual, cada estação mantém um registro lógico de quando o canal está em uso rastreando o vetor de alocação de rede, ou NAV (Network Allocation Vector). Todo quadro transporta um campo NAV que diz quanto tempo levará para concluir a sequência da qual esse quadro faz parte. As estações que escutam esse quadro sabem que o canal estará ocupado pelo período indicado pelo NAV, independentemente se elas podem detectar um sinal físico. Por exemplo, o NAV de um quadro de dados inclui o tempo necessário para enviar uma confirmação. Todas as estações que escutarem o quadro de dados serão adiadas durante o período de confirmação, mesmo que não a escutem.

Um mecanismo RTS/CTS opcional usa o NAV para impedir que os terminais transmitam quadros ao mesmo tempo que os terminais ocultos. Isso aparece na Figura 4.24. Nesse exemplo, A deseja enviar para B. C é uma estação dentro do alcance de A (e possivelmente dentro do alcance de B, mas isso não importa). D é uma estação dentro do alcance de B, mas não dentro do alcance de A.

O protocolo começa quando A decide enviar dados para

B. A começa a transmitir um quadro RTS para B, pedindo permissão para lhe enviar (Request To Send) um quadro. Se B recebe esse pedido, responde com um quadro CTS, indicando que o canal está liberado para enviar (Clear To Send). Ao receber o CTS, A envia seu quadro e inicia um timer de ACK (confirmação). Ao recebimento correto do quadro de dados, a estação B responde com um quadro ACK, comple-

Figura 4.23 | (a) O problema do terminal oculto. (b) O problema do terminal exposto.

Figura 4.24 | O uso da detecção de canal virtual com o CSMA/CA.

tando a troca. Se o timer de ACK de A expirar antes que o ACK retorne a ela, isso é tratado como uma colisão e o protocolo inteiro é realizado novamente, após um backoff.

Agora, vamos considerar essa troca do ponto de vista de C e D. Como C está dentro do alcance de A, ela pode receber o quadro RTS. Se receber, essa estação percebe que alguém transmitirá dados em breve. Pela informação fornecida no pedido de RTS, ela pode estimar o tempo que a sequência levará, incluindo o ACK final. Assim, para o bem de todos, a estação C desiste de transmitir algo até que a troca seja concluída. Ela faz isso atualizando seu registro do NAV para indicar que o canal está ocupado, como mostra a Figura 4.24. D não escuta o RTS, mas escuta o CTS, de modo que também atualiza seu NAV. Observe que os sinais NAV não são transmitidos; eles são apenas lembretes internos para ficar em silêncio por determinado período.

Entretanto, embora RTS/CTS pareça ser bom na teoria, esse é um daqueles projetos que provaram ter pouco valor na prática. Existem vários motivos pelos quais ele raramente é usado. Ele não ajuda para quadros curtos (que são enviados no lugar do RTS) ou para o PA (que, por definição, todos podem ouvir). Para outras situações, ele só atrasa a operação. RTS/CTS no 802.11 é um pouco diferente daquele do protocolo MACA, que vimos na Seção 4.2, pois qualquer um que escuta o RTS ou o CTS permanece em silêncio por todo o período, para permitir que o ACK seja enviado sem colisão. Por causa disso, a técnica não ajuda com terminais expostos como o MACA fazia, somente com terminais ocultos. Com frequência, existem poucos terminais ocultos, e o CSMA/CA já os ajuda atrasando as estações que não têm êxito na transmissão, qualquer que seja a causa, para aumentar as chances de êxito das transmissões.

O CSMA/CA com detecção física e virtual é o núcleo do protocolo 802.11. Porém, existem outros mecanismos que foram desenvolvidos para acompanhá-lo. Como cada um desses mecanismos foi controlado pelas necessidades da operação real, vamos examiná-los rapidamente.

A primeira necessidade que examinaremos é a confiabilidade. Em contraste com as redes fisicamente conectadas, as redes sem fios são ruidosas e pouco confiáveis, em grande parte em virtude da interferência com outros dispositivos, como os fornos de micro-ondas, que também utilizam as bandas ISM não licenciadas. O uso de confirmações e retransmissões não ajuda muito se a probabilidade de transferir um quadro for pequena em primeiro lugar.

A estratégia principal usada para aumentar as transmissões com êxito é reduzir a taxa de transmissão. Taxas mais baixas usam modulações mais robustas, que mais provavelmente serão recebidas de modo correto para determinada relação sinal-ruído. Se muitos quadros se perderem, uma estação poderá reduzir a taxa. Se os quadros forem entregues com pouca perda, uma estação ocasionalmente poderá testar uma taxa mais alta para ver se ela deve ser usada.

Outra estratégia para melhorar as chances de o quadro atravessar a rede sem prejuízo é enviar quadros mais curtos. Se a probabilidade de ocorrer um erro em qualquer bit é p, então a probabilidade de um quadro de n bits ser recebido de forma inteiramente correta é (1 − p)n. Por exemplo, para p = 10⁻⁴, a probabilidade de receber um quadro Ethernet completo (12.144 bits) sem erros é menor que 30 por cento. A maioria dos quadros será perdida. Mas, se os quadros tiverem apenas um terço desse tamanho (4.048 bits), dois terços deles serão recebidos corretamente. Agora, a maioria dos quadros passará e menos retransmissões serão necessárias.

Quadros mais curtos podem ser implementados reduzindo o tamanho máximo da mensagem que é aceita a partir da camada de rede. Como alternativa, o 802.11 permite que os quadros sejam divididos em partes menores, chamadas fragmentos, cada uma com seu próprio checksum. O tamanho do fragmento não é fixado pelo padrão, mas é um parâmetro que pode ser ajustado pelo PA. Os fragmentos são numerados individualmente e confirmados com o uso de um protocolo do tipo stop-and-wait (isto é, o transmissor não pode enviar o fragmento k + 1 enquanto não receber a confirmação do fragmento k). Depois que um canal é ‘apoderado’, vários fragmentos podem ser enviados em rajada. Eles seguem um após o outro com uma confirmação (e, possivelmente, retransmissões) no intervalo, até que o quadro inteiro tenha sido transmitido com sucesso ou o tempo de transmissão atinja o máximo permitido. O

mecanismo NAV mantém as outras estações inativas apenas até a próxima confirmação, mas outro mecanismo (ver a seguir) é usado para permitir que uma rajada de fragmentos seja enviada sem que outras estações enviem um quadro no meio.

A segunda necessidade que discutiremos é economizar energia. A duração da bateria é sempre um problema nos dispositivos móveis sem fios. O padrão 802.11 dedica atenção à questão do gerenciamento de energia, para que os clientes não a desperdicem quando não têm informações para enviar ou para receber.

O mecanismo básico para economizar energia é calcado em quadros de baliza. As balizas são transmissões periódicas do PA (por exemplo, a cada 100 ms). Os quadros de baliza anunciam a presença do PA aos clientes e transportam parâmetros do sistema, como o identificador do PA, a hora, o tempo até a próxima baliza e configurações de segurança.

Os clientes podem definir um bit de gerenciamento de energia nos quadros que eles enviam ao PA, para informar que estão entrando no modo de economia de energia. Nesse modo, o cliente pode cochilar e o PA manterá em buffer o tráfego (barrado) voltado para ele. Para verificar o tráfego que chegou, o cliente acorda a cada baliza e verifica um mapa de tráfego enviado como parte do quadro de baliza. Esse mapa diz ao cliente se existe tráfego à espera no buffer. Se houver, o cliente envia uma mensagem de poll ao PA, que em seguida envia o tráfego armazenado. O cliente pode, então, voltar a dormir até que a próxima baliza seja enviada.

Outro mecanismo de economia de energia, chamado APSD (Automatic Power Save Delivery), também foi acrescentado ao 802.11 em 2005. Com esse novo mecanismo, o PA mantém quadros em buffer e os envia para um cliente logo depois que o cliente envia quadros ao PA. O cliente pode, então, dormir até que tenha mais tráfe go para enviar (e receber). Esse mecanismo funciona bem para aplicações como VoIP, que possuem tráfego frequente nos dois sentidos. Por exemplo, um telefone sem fios VoIP poderia usá-lo para enviar e receber quadros a cada 20 ms, com muito mais frequência do que o intervalo de baliza de 100 ms, enquanto chochila nos intervalos.

A terceira e última necessidade que examinaremos é a qualidade de serviço. Quando o tráfego VoIP no exemplo anterior competir com o tráfego peer-to-peer, o VoIP sofrerá. Ele será adiado em virtude da disputa com o tráfego peer-to-peer de alta largura de banda, embora a largura de banda VoIP seja baixa. Esses atrasos provavelmente degradarão as chamadas de voz. Para impedir essa degradação, gostaríamos de permitir que o tráfego de VoIP siga antes do tráfego peer-to-peer, pois tem maior prioridade.

O IEEE 802.11 tem um mecanismo inteligente para fornecer esse tipo de qualidade de serviço que foi apresentado como um conjunto de extensões sob o nome 802.11e em 2005. Ele funciona estendendo o CSMA/CA com intervalos cuidadosamente definidos entre os quadros. Depois que um quadro é enviado, é necessária uma certa quantidade de tempo de inatividade antes que qualquer estação possa enviar um quadro para verificar se o canal não está mais sendo usado. O truque é definir diferentes intervalos para diferentes tipos de quadros.

Cinco intervalos são representados na Figura 4.25. O intervalo entre quadros de dados regulares é chamado de espaçamento entre quadros DCF, ou DIFS (DCF InterFrame Spacing). Qualquer estação pode tentar adquirir o canal para enviar um novo quadro até que o meio tenha ficado ocioso por DIFS. As regras habituais de disputa se aplicam e, se ocorrer uma colisão, o algoritmo de backoff exponencial binário pode ser necessário. O menor intervalo é o espaçamento curto entre quadros, ou SIFS (Short InterFrame Spacing). Ele é usado para permitir que as partes de um único diálogo tenham a chance de transmitir primeiro. Isso inclui a permissão para que o receptor envie um ACK, outras sequências de quadro de controle, como RTS e CTS, ou deixe que o receptor envie uma rajada de fragmentos. O envio do próximo fragmento após esperar apenas o SIFS é o que impede que outra estação entre com um quadro no meio da troca.

Os dois intervalos AIFS (Arbitration InterFrame Space) mostram exemplos de dois níveis de prioridade. O intervalo curto, AIFS₁, é menor que o DIFS, porém maior que o SIFS. Ele pode ser usado pelo PA para mover o tráfego de voz e outro tráfego de alta prioridade para o início da linha. O PA esperará por um intervalo mais curto antes

Figura 4.25 | Espaçamento entre quadros no 802.11.

de enviar o tráfego de voz e, assim, o envia antes do tráfego regular. O intervalo longo, AIFS₄, é maior que o DIFS. Ele é usado para o tráfego de segundo plano, que pode ser adiado para depois do tráfego regular. O PA esperará por um intervalo maior antes de enviar esse tráfego, dando ao tráfego regular a oportunidade para transmitir primeiro. O mecanismo completo de qualidade de serviço define quatro níveis de prioridade, que têm diferentes parâmetros de backoff, bem como diferentes parâmetros ociosos.

O último intervalo, o espaçamento estendido entre quadros, ou EIFS (Extended InterFrame Spacing), só é usado por uma estação que tenha acabado de receber um quadro defeituoso ou desconhecido, a fim de informar sobre o problema. A ideia é que, como o receptor talvez não tenha nenhum conhecimento do que está acontecendo, ele deve esperar um tempo significativo para evitar interferir em um diálogo em andamento entre duas estações.

Outra parte das extensões de qualidade de serviço é a noção de uma TXOP, ou oportunidade de transmissão (transmission oportunity). O mecanismo de CSMA/ CA original permite que as estações enviem um quadro de cada vez. Esse projeto foi bom até o aumento das taxas de transferência. Com o 802.11a/g, uma estação poderia enviar a 6 Mbps e outra estação enviar a 54 Mbps. Cada uma delas passa a enviar um quadro, mas a estação de 6 Mbps leva nove vezes mais tempo (ignorando os overheads fixos) que a estação de 54 Mbps para enviar seu quadro. Essa disparidade tem o efeito colateral de atrasar um transmissor rápido que esteja competindo com um transmissor lento para aproximadamente a taxa do transmissor lento. Por exemplo, novamente ignorando overheads fixos, enviando sozinhos, os transmissores de 6 e 54 Mbps receberão em suas próprias taxas, mas, ao enviar juntos, eles receberão 5,4 Mbps na média. Essa é uma penalidade cruel para o transmissor rápido. Esse problema é conhecido como anomalia de taxa (Heusse et al., 2003).

Com oportunidades de transmissão, cada estação recebe uma fatia igual de tempo, não um número igual de quadros. As estações que enviam a uma taxa mais alta que seu tempo receberão um throughput maior. Em nosso exemplo, ao enviar juntos, os transmissores de 6 Mbps e 54 Mbps agora receberão 3 Mbps e 27 Mbps, respectivamente.

4.4.4 802.11: ESTRUTURA DO QUADRO

O padrão 802.11 define três classes de quadros em trânsito: dados, controle e gerenciamento. Cada um deles tem um cabeçalho com uma variedade de campos usados na subcamada MAC. Além disso, existem alguns cabeçalhos usados pela camada física, mas eles lidam principalmente com as técnicas de modulação empregadas e, portanto, não os discutiremos aqui.

Veremos como exemplo o formato do quadro de dados mostrado na Figura 4.26. Primeiro vem o campo Controle de quadro. Ele próprio tem 11 subcampos. O primeiro desses subcampos denomina-se Versão do protocolo, definido como

Ele existe para permitir que versões futuras do 802.11 operem ao mesmo tempo na mesma célula. Depois, temos os campos Tipo (dados, controle ou gerenciamento) e Subtipo (por exemplo, RTS ou CTS). Para um quadro de dados regular (sem qualidade de serviço), eles são definidos como 10 e 0000 em binário. Os bits Para DS e De DS indicam se o quadro está indo ou vindo da rede conectada aos PAs, o que é chamado sistema de distribuição. O bit Mais Fragmentos significa que mais fragmentos virão em seguida. O bit Repetir indica uma retransmissão de um quadro enviado anteriormente. O bit Gerenciamento de energia indica que o transmissor está entrando no modo de economia de energia. O bit Mais dados indica que o transmissor tem quadros adicionais para o receptor. O bit Quadro protegido especifica que o corpo do quadro foi criptografado por segurança. Discutiremos rapidamente sobre segurança na próxima seção. Por fim, o bit Ordem informa ao receptor que a camada superior espera que a sequência de quadros chegue estritamente em ordem.

O segundo campo do quadro de dados, Duração, informa por quanto tempo o quadro e sua confirmação ocuparão o canal, medido em microssegundos. Esse campo está presente em todos os tipos de quadros, incluindo os de controle, e representa a forma como outras estações administram o mecanismo NAV.

Figura 4.26 | Formato do quadro de dados 802.11.

Em seguida vêm os endereços. Os quadros de dados enviados de e para um PA contêm três endereços, todos em formato padrão IEEE 802. O primeiro endereço é do receptor, e o segundo é do transmissor. É óbvio que eles são necessários, mas para que serve o terceiro endereço? Lembre-se de que o PA é simplesmente um ponto de repasse para os quadros enquanto trafegam entre um cliente e outro ponto na rede, talvez um cliente distante ou um portal para a Internet. O terceiro endereço indica esse ponto distante.

O campo Sequência permite que os fragmentos sejam numerados. Dos 16 bits disponíveis, 4 identificam o fragmento e 12 contêm um número que é avançado a cada nova transmissão. O campo Dados contém a carga útil de até 2.312 bytes. Os primeiros bytes dessa carga útil estão em um formato conhecido como controle lógico do enlace, ou LLC(LogicalLinkControl). Essa camada é a tag (a cola) que identifica o protocolo de nível mais alto (por exemplo, IP) ao qual as cargas úteis devem ser passadas. Por último vem o Checksum do quadro, que é o mesmo CRC de 32 bits que vimos na Seção 3.2.2 e em outros lugares.

Os quadros de gerenciamento têm um formato semelhante ao dos quadros de dados, mais um formato para a parte de dados que varia com o subtipo (por exemplo, parâmetros nos quadros de baliza). Os quadros de controle são curtos. Como todos os quadros, eles têm os campos de Controle de quadro, Duração e Checksum do quadro. Porém, eles podem ter apenas um endereço e nenhuma parte de dados. A informação mais importante está no campo Subtipo (por exemplo, ACK, RTS e CTS).

4.4.5 SERVIÇOS

O padrão 802.11 define que cada LAN sem fio compatível deve fornecer os serviços para clientes, pontos de acesso e a rede que os conecta. Esses serviços são agrupados em vários tipos.

O serviço de associaçãoé usado pelas estações móveis para conectá-las aos PAs. Em geral, ele é usado imediatamente após uma estação se deslocar dentro do alcance de rádio do PA. Ao chegar, a estação descobre a identidade e os recursos do PA, seja pelos quadros de baliza, seja perguntando diretamente ao PA. Os recursos incluem as taxas de dados admitidas, os arranjos de segurança, requisitos de economia de energia, suporte para qualidade de serviço e outros. A estação envia um pedido para se associar ao PA, o qual pode aceitar ou rejeitar o pedido.

A reassociação permite mudar seu PA preferido. Esse recurso é útil para estações móveis que se deslocam de um PA para outro na mesma LAN 802.11 estendida, como um handoff na rede celular. Se for usado corretamente, não haverá perda de dados em consequência do handoff. (Porém, o 802.11, como o padrão Ethernet, é apenas um serviço que faz o melhor possível.) A estação móvel ou o PA também pode se desassociar, interrompendo assim o relacionamento. Uma estação deve usar esse serviço antes de se desligar ou sair da rede, mas o PA também pode usá-lo antes de se desativar para manutenção.

As estações também devem se autenticar antes que possam enviar quadros pelo PA, mas a autenticação é tratada de diferentes maneiras, dependendo da escolha do esquema de segurança. Se a rede 802.11 estiver ‘aberta’, qualquer um tem permissão para usá-la. Caso contrário, são necessárias credenciais para autenticar. O esquema recomendado, chamado WPA2 (WiFi Protected Access 2), implementa a segurança conforme a definição no padrão 802.11i. (O WPA original é um esquema intermediário que implementa um subconjunto do 802.11i. Pularemos isso e iremos diretamente para o esquema completo.) Com o WPA2, o PA pode falar com um servidor de autenticação, que tem um banco de dados de nomes de usuários e senhas, para determinar se a estação tem permissão para acessar a rede. Como alternativa, uma chave previamente compartilhada, que é um nome elegante para uma senha de rede, pode ser configurada. Vários quadros são trocados entre a estação e o PA com um desafio e resposta que permite que a estação prove que tem as credenciais corretas. Essa troca acontece após a associação.

O esquema que foi usado antes do WPA é chamado WEP (Wired Equivalent Privacy). Para esse esquema, a autenticação com uma chave previamente compartilhada acontece antes da associação. Contudo, seu uso é desencorajado em decorrência de falhas no projeto que tornam o WEP fácil de burlar. A primeira demonstração prática de que o WEP foi quebrado apareceu quando Adam Stubblefield era um estagiário de verão na AT&T (Stubblefield et al., 2002). Ele foi capaz de codificar e testar um ataque em uma semana, grande parte desse tempo foi gasto para obter permissão da gerência para comprar as placas WiFi necessárias para as experiências. O software para descobrir senhas WEP agora está disponível gratuitamente.

Quando os quadros alcançam o PA, o serviço de distribuição determina como roteá-los. Se o destino for local para o PA, os quadros poderão ser enviados diretamente pelo ar. Caso contrário, eles terão de ser encaminhados pela rede fisicamente conectada. O serviço de integração trata de qualquer tradução necessária para um quadro ser enviado fora da LAN 802.11, ou para chegar de fora dela. O caso comum aqui é conectar a LAN sem fios à Internet.

A transmissão de dados é o objetivo de tudo isso, e assim o 802.11 oferece um serviço de entrega de dados. Esse serviço permite que as estações transmitam e recebam dados usando os protocolos que descrevemos anteriormente no capítulo. Tendo em vista que o 802.11 foi modelado com base no padrão Ethernet e que a transmissão em uma rede Ethernet não oferece a garantia de ser 100 por cento confiável, a transmissão sobre redes 802.11 também não oferece nenhuma garantia de confiabilidade.

As camadas mais altas devem lidar com a detecção e a correção de erros.

A LAN sem fios usa um sinal de broadcast. Para que as informações enviadas por uma LAN sem fios sejam mantidas confidenciais, elas devem ser criptografadas. Esse objetivo é realizado com um serviço de privacidade que gerencia os detalhes da criptografia e da descriptografia. O algoritmo de criptografia para WPA2 é baseado no padrão de criptografia avançado, ou AES (Advanced Encryption Standard), um padrão do governo dos Estados Unidos aprovado em 2002. As chaves usadas para criptografia são determinadas durante o procedimento de autenticação.

Para lidar com o tráfego com diferentes prioridades, existe um serviço de escalonamento de tráfego QOS. Ele usa os protocolos que descrevemos para dar tratamento preferencial ao tráfego de voz e vídeo em comparação com o melhor tráfego possível e o de segundo plano. Um serviço de acompanhamento também oferece sincronização de timer da camada mais alta. Isso permite que as estações coordenem suas ações, o que pode ser útil para o processamento de mídia.

Finalmente, existem dois serviços que ajudam as estações a gerenciar seu uso do espectro. O serviço de controle de potência de transmissão oferece às estações as informações que elas precisam para atender aos limites regulamentares sobre potência de transmissão, que variam de uma região para outra. O serviço de seleção dinâmica de frequência dá às estações a informação de que elas precisam para evitar transmitir em frequências na banda de 5 GHz que estão sendo usadas em um radar nas proximidades.

Com esses serviços, o 802.11 oferece um rico conjunto de funcionalidade para conectar à Internet clientes móveis vizinhos. Ele tem sido um grande sucesso, e o padrão repetidamente tem sido alterado para acrescentar mais funcionalidade. Para ter uma ideia de onde o padrão se encontra e para onde está se encaminhando, consulte Hiertz et al. (2010).

4.5 REDES DE BANDA LARGA SEM FIOS

Passamos muito tempo cuidando de ambientes internos. Agora, vamos sair e ver se há algo interessante acontecendo lá fora em relação a redes, no chamado ‘último quilômetro’. Com a privatização do sistema de telefonia em muitos países, os concorrentes que disputam as empresas com frequência têm permissão para oferecer serviços locais de voz e Internet de alta velocidade. Sem dúvida, há uma grande demanda por esses serviços. O problema é que estender cabos de fibra, coaxiais ou mesmo de par trançado Categoria 5 até milhões de residências e escritórios é algo proibitivamente dispendioso. O que uma empresa concorrente deve fazer?

A resposta é a rede sem fio de banda larga. Erguer uma grande antena em uma colina fora da cidade e instalar antenas orientadas nos telhados dos clientes é muito mais fácil e econômico que cavar valas e estender cabos. Desse modo, as empresas de telecomunicações concorrentes têm um grande interesse em fornecer um serviço de comunicação sem fio de vários megabits para voz, Internet, filmes sob demanda etc.

Para estimular o mercado, o IEEE formou um grupo para padronizar uma rede metropolitana sem fio de banda larga. O próximo número disponível no espaço de numeração 802 foi 802.16, de modo que o padrão recebeu esse número. Informalmente, a tecnologia é chamada WiMAX(WorldwideInteroperabilityforMicrowaveAccess). Usaremos os termos 802.16 e WiMAX para indicar a mesma coisa.

O primeiro padrão 802.16 foi aprovado em dezembro de 2001. As primeiras versões ofereciam um circuito terminal sem fios entre pontos fixos, com uma linha de visão de um para outro. Esse projeto logo mudou para tornar o WiMAX uma alternativa mais competitiva ao cabo e DSL para acesso à Internet. Em janeiro de 2003, o 802.16 tinha sido revisado para dar suporte a enla ces fora da linha de visão, usando tecnologia OFDM em frequências entre 2 GHz e 10 GHz. Essa mudança tornou a implantação muito mais fácil, embora as estações ainda fossem locais fixos. O aumento das redes de celular 3G impôs uma ameaça, prometendo altas taxas de dados e mobilidade. Em resposta, o 802.16 foi melhorado novamente para permitir mobilidade em velocidades veiculares em dezembro de 2005. O acesso à Internet móvel de banda larga é o alvo do padrão atual, o IEEE 802.16-2009.

Assim como outros padrões 802, o 802.16 foi bastante influenciado pelo modelo OSI, incluindo as (sub)camadas, a terminologia, os primitivos de serviço e outros. Infelizmente, também como o OSI, ele é bastante complicado. De fato, o WiMAX Fórum foi criado para definir subconjuntos interoperáveis do padrão para ofertas comerciais. Nas próximas seções, daremos uma breve descrição de alguns dos destaques das formas comuns da interface de ar do 802.16, mas esse tratamento está longe de ser completo e omite muitos detalhes. Para obter informações adicionais sobre WiMAX e a banda larga sem fio em geral, consulte Andrews et al. (2007).

4.5.1 COMPARAÇÃOENTREO 802.16 EO 802.11 E 3G

Neste ponto, você poderá estar pensando: por que elaborar um novo padrão? Por que simplesmente não usar 802.11 ou 3G? De fato, o WiMAX combina aspectos do 802.11 e 3G, o que o torna mais semelhante à tecnologia 4G.

Assim como o 802.11, o WiMAX trata da conexão de dispositivos sem fios à Internet em velocidades de megabits/s, em vez de usar cabo ou DSL. Os dispositivos podem ser móveis, ou pelo menos portáteis. O WiMAX não começou acrescentando dados de baixa velocidade no lado de voz das redes de celulares; o 802.16 foi projetado para

transportar pacotes IP pelo ar e conectar-se a uma rede com fios baseada em IP com um mínimo de alvoroço. Os pacotes podem transportar tráfego peer-to-peer, chamadas de VoIP ou streaming de mídia para dar suporte a uma grande faixa de aplicações. Também como o 802.11, ele é baseado na tecnologia OFDM para garantir um bom desempenho apesar das degradações de sinal sem fios, como o enfraquecimento por múltiplos caminhos, e na tecnologia MIMO, para alcançar altos níveis de throughput.

Entretanto, o WiMAX é mais parecido com 3G (e, portanto, diferente do 802.11) em vários aspectos fundamentais. O principal problema técnico é conseguir alta capacidade pelo uso eficiente do espectro, de modo que um grande número de assinantes em uma área de cobertura possa obter um throughput alto. As distâncias típicas são pelo menos dez vezes maiores que para uma rede 802.11. Consequentemente, as estações-base WiMAX são mais poderosas do que os pontos de acesso (PAs) 802.11. Para lidar com sinais mais fracos por distâncias maiores, a estação-base usa mais potência e antenas melhores, e realiza mais processamento para lidar com erros. Para maximizar o throughput, as transmissões são cuidadosamente programadas pela estação-base para cada assinante em particular; o uso do espectro não fica ao acaso com CSMA/CA, o que pode desperdiçar a capacidade com as colisões.

O espectro licenciado é o caso esperado para WiMAX, normalmente em torno de 2,5 GHz nos Estados Unidos. O sistema inteiro é muito mais otimizado do que o 802.11. Essa complexidade compensa, considerando a grande quantidade de dinheiro envolvida para o espectro licenciado. Diferente do 802.11, o resultado é um serviço gerenciado e confiável, com bom suporte para a qualidade de serviço.

Com todos esses recursos, o 802.16 é mais parecido com as redes de celular 4G que agora estão sendo padronizadas sob o nome LTE (Long Term Evolution). Embora as redes de celular 3G sejam baseadas em CDMA e tenham suporte para voz e dados, as redes de celular 4G serão baseadas em OFDM com MIMO, e visarão aos dados, com a voz sendo apenas uma aplicação. Parece que WiMAX e 4G estão em curso de colisão em termos de tecnologia e aplicações. Talvez essa convergência não seja surpresa, visto que a Internet é a aplicação mais interessante e OFDM e MIMO sejam as tecnologias mais conhecidas para usar o espectro com eficiência.

4.5.2 802.16: ARQUITETURA E PILHA DE PROTOCOLOS

A arquitetura 802.16 aparece na Figura 4.27. As estações-base se conectam diretamente à rede de backbone do provedor, que, por sua vez, está conectada à Internet. As estações-base se comunicam com as estações por meio da interface com o ar, sem fios. Existem dois tipos de estações. As estações do assinante permanecem em um local fixo, por exemplo, o acesso à Internet de banda larga para residências. As estações móveis podem receber serviço enquanto estão se movendo, por exemplo, em um carro equipado com WiMAX.

A pilha de protocolos do 802.16 usada para interface com o ar é ilustrada na Figura 4.28. A estrutura geral é semelhante à das outras redes 802, mas tem um núme ro maior de subcamadas. A subcamada inferior lida com a transmissão, e mostramos aqui apenas as opções mais populares do 802.16, o WiMAX fixo e móvel. Existe uma camada física diferente para cada opção. As duas camadas operam no espectro licenciado abaixo de 11 GHz e utilizam OFDM, mas de maneiras diferentes.

Acima da camada física, a camada de enlace de dados consiste em três subcamadas. A inferior lida com privacidade e segurança, que é muito mais crucial para redes públicas externas que para redes privadas internas. Ela cuida da criptografia, da descriptografia e do gerenciamento de chaves.

Em seguida, vem a parte comum da subcamada MAC. É nessa parte que estão localizados os principais protocolos, como o de gerenciamento de canais. De acordo com o modelo, a estação-base controla o sistema. Ela pode programar os canais downlink (isto é, da estação-base para o assinante) de modo muito eficiente, e também desempenha um papel importante no gerenciamento dos canais uplink (isto é, do assinante para a estação-base). Um recurso incomum da subcamada MAC é que, diferentemente do que ocorre

Figura 4.27 | A arquitetura 802.16.

Figura 4.28 | A pilha de protocolos 802.16.

nas outras redes 802, ela é completamente orientada a conexões, a fim de fornecer garantias de qualidade de serviço para a comunicação de telefonia e de multimídia.

A subcamada de convergência de serviços específicos toma o lugar da subcamada de enlace lógico nos outros protocolos 802. Sua função é definir a interface para a camada de rede. Diferentes camadas de convergência são definidas para integrar de modo transparente as diferentes camadas superiores. A escolha importante é o IP, embora o padrão também defina os mapeamentos para protocolos como Ethernet e ATM. Como o IP não é orientado a conexões e a subcamada MAC 802.16 é orientada à conexão, essa camada precisa mapear entre endereços e conexões.

4.5.3 802.16: A CAMADA FÍSICA

A maioria das implementações do WiMAX utiliza o espectro licenciado em torno de 3,5 GHz ou 2,5 GHz. Assim como o 3G, encontrar o espectro disponível é um problema fundamental. Para ajudar, o padrão 802.16 é projetado com flexibilidade. Ele permite a operação de 2 GHz a 11 GHz. Os canais de diferentes tamanhos são aceitos; por exemplo, 3,5 MHz para WiMAX fixo e de 1,25 MHz a 20 MHz para WiMAX móvel.

As transmissões são enviadas por esses canais com OFDM, a técnica que descrevemos na Seção 2.5.3. Em comparação com 802.11, o projeto do OFDM 802.16 é otimizado para obter o máximo do espectro licenciado e das transmissões remotas. O canal é dividido em mais subportadoras com uma duração de símbolos maior, para tolerar maiores degradações do sinal sem fio; parâmetros WiMAX são em torno de 20 vezes superiores aos parâmetros 802.11 comparáveis. Por exemplo, no WiMAX móvel, existem 512 subportadoras para um canal de 5 MHz e o tempo para enviar um símbolo em cada subportadora é de aproximadamente 100 ms.

Os símbolos em cada subportadora são enviados com QPSK, QAM-16 ou QAM-64, esquemas de modulação que descrevemos na Seção 2.5.3. Quando a estação móvel ou de assinante está próxima da estação-base e o sinal recebido tem uma alta relação sinal-ruído (SNR), o QAM-64 pode ser usado para enviar 6 bits por símbolo. Para alcançar estações distantes com um SNR baixo, o QPSK pode ser usado para entregar 2 bits por símbolo. Os dados primeiro são codificados para correção de erro com a codificação convolucional (ou esquemas melhores), que descrevemos na Seção 3.2.1. Essa codificação é comum em canais com ruído, para tolerar alguns erros de bit sem precisar enviar retransmissões. De fato, os métodos de modulação e codificação já devem ser familiares, pois são usados por muitas redes que já estudamos, incluindo 802.11 a cabo e DSL. O resultado disso é que uma estação-base pode dar suporte a até 12,6 Mbps de tráfego downlink e 6,2 Mbps de tráfego uplink por canal de 5 MHz e par de antenas.

Uma coisa que os projetistas do 802.16 não queriam era um certo aspecto do modo como GSM e DAMPS funcionam. Esses dois sistemas utilizam bandas de frequência iguais para tráfego upstream e downstream. Ou seja, eles implicitamente consideram que existe tanto tráfego upstream quanto downstream. Para a voz, o tráfego é simétrico em sua maior parte, mas para o acesso à Internet (e certamente para a navegação Web), normalmente há mais tráfego downstream do que upstream. A razão normalmente é 2:1, 3:1 ou mais:1.

Assim, os projetistas escolheram um esquema flexível para dividir o canal entre estações, chamado OFDMA (Orthogonal Frequency Division Multiple Access). Com OFDMA, diferentes conjuntos de subportadoras podem ser atribuídos a diferentes estações, de modo que mais de uma estação possa enviar ou receber ao mesmo tempo. Se isso fosse 802.11, todas as subportadoras seriam usadas por uma estação para enviar em determinado momento. A flexibilidade adicional no modo como a largura de banda é atribuída pode aumentar o desempenho, pois determinada subportadora poderia ser atenuada em um receptor em decorrência de efeitos por múltiplos caminhos, mas estar

nítida em outro. As subportadoras podem ser atribuídas às estações que podem usá-las melhor.

Assim como ter tráfego assimétrico, as estações normalmente alternam o enviar com o receber. Esse méto do é chamado duplexação por divisão de tempo, ou TDD (Time Division Duplex). O método alternativo, em que uma estação envia e recebe ao mesmo tempo (em diferentes frequências de subportadora), é chamado duplexação por divisão de frequência, ou FDD (Frequency Division Duplex). O WiMAX permite os dois métodos, mas o TDD é preferido porque é mais fácil de implementar e mais flexível.

A Figura 4.29 mostra um exemplo da estrutura do quadro que é repetida com o tempo. Ela começa com um preâmbulo para sincronizar todas as estações, seguido por transmissões de downlink da estação-base. Primeiro, a estação-base envia mapas para dizer a todas as estações como as subportadoras de downlink e uplink são atribuídas no quadro. A estação-base controla os mapas, de modo que pode alocar diferentes quantidades de largura de banda a estações de quadro para quadro, dependendo das necessidades de cada estação.

Em seguida, a estação-base envia rajadas de tráfego para diferentes estações do assinante (fixas) e móveis nas subportadoras em períodos apresentados no mapa. As transmissões de downlink terminam com um tempo de espera para as estações passarem de recepção para transmissão. Finalmente, as estações do assinante e móvel enviam suas rajadas de tráfego para a estação-base nas posições de uplink que foram reservadas para elas no mapa. Uma dessas rajadas uplink é reservada para o ranging, que é o processo pelo qual novas estações ajustam sua temporização e solicitam largura de banda inicial para se conectarem à estação-base. Como nenhuma conexão é configurada nesse estágio, novas estações apenas transmitem e esperam que não haja colisão.

4.5.4 802.16: O PROTOCOLO DA SUBCAMADA MAC 802.16

A camada de enlace de dados é dividida em três subcamadas, como vimos na Figura 4.27. Tendo em vista que só estudaremos criptografia no Capítulo 8, é difícil explicar agora como funciona a subcamada de segurança. Basta saber que a criptografia é usada para manter secretos todos os dados transmitidos. Apenas a carga útil de cada quadro é criptografada; os cabeçalhos não são. Essa propriedade significa que um espião pode ver quem está se comunicando com quem, mas não consegue saber o que uma pessoa está dizendo à outra.

Se você já conhece algo sobre criptografia, aqui está uma explicação de apenas um parágrafo sobre a subcamada de segurança. Se não souber nada sobre criptografia, é provável que você não considere o próximo parágrafo muito esclarecedor (mas talvez fosse interessante ler esse parágrafo outra vez depois de concluir o Capítulo 8).

No momento em que um assinante se conecta a uma estação-base, ele executa um processo de autenticação mútua com criptografia RSA de chave pública, usando certificados X.509. As cargas úteis propriamente ditas são criptografadas com a utilização de um sistema de chave simétrica, seja ele o AES (Rijndael) ou DES com encadeamento de blocos de cifras. A verificação de integridade emprega o SHA-1. Não foi tão ruim assim, foi?

Agora, vamos examinar a parte comum da subcamada MAC. Essa subcamada é orientada à conexão e pon to a multiponto, o que significa que uma estação-base se comunica com várias estações do assinante. Grande parte desse projeto é emprestada dos modems a cabo, em que um headend a cabo controla as transmissões de vários modems a cabo nas instalações do cliente.

O canal downlink é bastante direto. A estação-base controla as rajadas da camada física que são usadas para enviar informações às diferentes estações do assinante. A subcamada MAC simplesmente empacota seus quadros

Figura 4.29 | Estrutura de quadro para OFDMA com duplexação por divisão de tempo.

nessa estrutura. Para reduzir o overhead, existem várias opções. Por exemplo, os quadros MAC podem ser enviados individualmente, ou empacotados um após o outro em um grupo.

O canal uplink é mais complicado, pois existem assinantes concorrentes que precisam de acesso a ele. Sua alocação está intimamente relacionada à questão da qualidade de serviço. São definidas quatro classes de serviço, da seguinte forma:

1. Serviço de taxa de bits constante.

2. Serviço de taxa de bits variável em tempo real.

3. Serviço de taxa de bits variável off-line.

4. Serviço de melhor esforço.

Todo serviço no 802.16 é orientado a conexões, e cada conexão recebe uma dessas classes de serviço, determinada quando a conexão é configurada. Essa estrutura é muito diferente da estrutura do 802.11 ou da Ethernet, que não são orientadas a conexões na subcamada MAC.

O serviço de taxa de bits constante se destina à transmissão de voz não compactada, como em um canal T1. Esse serviço precisa enviar uma quantidade de dados predeterminada a intervalos predeterminados. Ele é acomodado dedicando-se certos slots de tempo a cada conexão desse tipo. Uma vez que a largura de banda é alocada, os slots de tempo ficam disponíveis automaticamente, sem a necessidade de solicitar cada um.

O serviço de taxa de bits variável em tempo real se destina a aplicações de multimídia compactada e a outras aplicações de software de tempo real em que a quantidade de largura de banda necessária em cada instante pode variar. Ele é acomodado fazendo-se a estação-base consultar o assinante em intervalos fixos sobre a quantidade de largura de banda necessária em cada momento.

O serviço de taxa de bits variável off-line se destina a transmissões pesadas que não são em tempo real, como as transferências de grandes arquivos. Para esse serviço, a estação-base consulta o assinante com frequência, mas não em intervalos rigidamente prescritos. As conexões com esse serviço também podem usar o serviço do melhor esforço possível, descrito a seguir, para solicitar largura de banda.

Por fim, o serviço de melhor esforço se destina a todos os outros casos. Nenhum polling é feito e o assinante deve disputar a largura de banda com outros assinantes do serviço de melhor esforço. As solicitações de largura de banda são feitas em rajadas marcadas no mapa uplink como disponíveis para disputa. Se uma solicitação for bem-sucedida, seu sucesso será notado no próximo mapa downlink. Se ela não tiver sucesso, os assinantes malsucedidos terão de tentar de novo mais tarde. Para minimizar colisões, é usado o algoritmo de backoff exponencial binário da Ethernet.

4.5.5 802.16: ESTRUTURA DE QUADRO

Todos os quadros MAC começam com um cabeçalho genérico. O cabeçalho é seguido por um carga útil opcional e um checksum (CRC) opcional, como ilustra a Figura 4.30. A carga útil não é necessária em quadros de controle, como os que solicitam slots de canais. O checksum (de forma surpreendente) também é opcional, em razão da correção de erros na camada física e do fato de não ser feita nenhuma tentativa de retransmitir quadros em tempo real. Por que se preocupar com um checksum se não haverá nenhuma tentativa de retransmissão? Mas, se houver um checksum, esse é o CRC padrão IEEE 802 e as confirmações e retransmissões são usadas para confiabilidade.

Apresentaremos a seguir um breve resumo de informações sobre os campos do cabeçalho da Figura 4.30(a). O bit EC informa se a carga útil está criptografada. O campo Tipo identifica o tipo de quadro, informando principalmente se a compactação e a fragmentação estão presentes. O campo CI indica a presença ou a ausência do checksum final. O campo EK informa qual das chaves de criptografia está sendo usada (se houver). O campo Tamanho fornece o comprimento completo do quadro, incluindo o cabeçalho. O Identificador de conexão informa a qual conexão esse quadro pertence. Por fim, o campo CRC do cabeçalho é um checksum relativo apenas ao cabeçalho, empregando o polinômio x⁸ + x² + x + 1.

O protocolo 802.16 tem muitos tipos de quadros. Um exemplo de tipo diferente de quadro, usado para solicitar largura de banda, aparece na Figura 4.30(b). Ele começa

Figura 4.30 | (a) Um quadro genérico. (b) Um quadro de solicitação de largura de banda.

com um bit 1 em vez de um bit 0 e é semelhante ao cabeçalho genérico, exceto pelo fato de que o segundo e o terceiro bytes formam um número de 16 bits que informa a quantidade de largura de banda necessária para transportar o número especificado de bytes. Os quadros de solicitação de largura de banda não transportam uma carga útil ou um CRC para um quadro inteiro.

Poderia ser dito muito mais sobre o padrão 802.16, mas este não é o lugar apropriado. Para obter mais informações, consulte o próprio padrão IEEE 802.16-2009.

4.6 BLUETOOTH

Em 1994, a empresa L. M. Ericsson ficou interessada em conectar seus telefones móveis a outros dispositivos (por exemplo, laptops) sem cabos. Junto com outras quatro empresas (IBM, Intel, Nokia e Toshiba), ela formou um SIG (Special Interest Group, isto é, um consórcio) com o objetivo de desenvolver um padrão sem fios para interconectar dispositivos de computação e comunicação e ainda acessórios, utilizando rádios sem fios de curto alcance, baixa potência e baixo custo. O projeto foi denominado Bluetooth, em homenagem a Harald Blaatand (Bluetooth) II (940-981), um rei viking que unificou (isto é, conquistou) a Dinamarca e a Noruega, também ‘sem cabos’.

O Bluetooth 1.0 foi lançado em julho de 1999 e, desde então, o SIG nunca voltou atrás. Todo tipo de dispositivo eletrônico de consumo agora usa Bluetooth, desde telefones móveis e notebooks a headsets, impressoras, teclados, mouse, jogos, relógios, aparelhos de música, unidades de navegação e outros. Os protocolos Bluetooth permitem que esses dispositivos se encontrem e se conectem, um ato chamado emparelhamento, e transfiram dados com segurança.

Os protocolos também evoluíram durante a última década. Depois que os protocolos iniciais se estabilizaram, taxas de dados maiores foram acrescentadas ao Bluetooth 2.0 em 2004. Com a versão 3.0, em 2009, o Bluetooth pôde ser usado para o emparelhamento de dispositivo em combinação com o 802.11 para transferência de dados com alto throughput. A versão 4.0, de dezembro de 2009, especificou a operação em baixa potência. Isso será prático para pessoas que não querem trocar a bateria regularmente em todos esses dispositivos por toda a casa. Explicaremos os principais aspectos do Bluetooth a seguir.

4.6.1 ARQUITETURA DO BLUETOOTH

Vamos começar nosso estudo do sistema Bluetooth com uma avaliação rápida do que ele contém e do que planeja fazer. A unidade básica de um sistema Bluetooth é uma piconet, que consiste em um nó mestre e até sete nós escravos ativos, situados dentro de uma distância de dez metros. Podem existir muitas piconets na mesma sala (grande) e elas podem até mesmo ser conectadas por um nó de ponte, como mostra a Figura 4.31. Uma coleção interconectada de piconets é chamada scatternet.

Além dos sete nós escravos ativos em uma piconet, pode haver até 255 nós estacionados (inativos) na rede. Esses nós são dispositivos que o mestre comutou para um estado de baixa energia, a fim de reduzir o consumo em sua bateria. No estado estacionário, o dispositivo não pode fazer nada, exceto responder a um sinal de ativação ou de baliza do mestre. Também existem dois níveis intermediários de energia, hold e sniff, mas esses níveis não serão estudados aqui.

A razão para a estrutura mestre/escravo é que os projetistas pretendiam facilitar a implementação de chips Bluetooth completos por menos de 5 dólares. Em consequência dessa decisão, os escravos são ‘não inteligentes’, fazendo basicamente apenas o que o mestre determina. Em seu núcleo, uma piconet é um sistema TDM centralizado, no qual o mestre controla o clock e define qual dispositivo vai se comunicar em cada slot de tempo. Toda comunicação é feita entre o mestre e um escravo; não é possível a comunicação direta entre escravos.

Figura 4.31 | Duas piconets podem ser conectadas para formar uma scatternet.

4.6.2 APLICAÇÕES DO BLUETOOTH

A maioria dos protocolos de rede só fornece canais entre entidades que se comunicam, deixando para os projetistas de aplicações a tarefa de descobrir a utilidade desses canais. Por exemplo, o 802.11 não especifica se os usuários devem usar seu notebook para ler correio eletrônico, navegar na Web ou qualquer outra ação. Em contrapartida, a especificação Bluetooth SIG especifica aplicações em particular para que tenham suporte e ofereçam diferentes pilhas de protocolos para cada um. No momento em que este livro foi escrito, havia 25 aplicações específicas, chamadas perfis. Infelizmente, essa abordagem aumentou muito a complexidade. Omitiremos a complexidade aqui, mas veremos os perfis rapidamente, para entender de modo mais claro o que o SIG do Bluetooth está tentando realizar.

Seis dos perfis são para diferentes usos de áudio e vídeo. Por exemplo, os perfis de intercomunicação permitem que dois telefones se conectem como ‘walkie-talkies’. Os perfis de headset e hands-free oferecem comunicação por voz entre um headset e sua estação-base, pois poderiam ser usados para telefonia hands-free enquanto se dirige um carro. Outros perfis são para streaming de áudio e vídeo com qualidade estéreo, digamos, de um aparelho de música portátil para fones de ouvido, ou de uma câmera digital para uma TV.

O perfil de dispositivo de interface humana é para conectar teclado e mouse aos computadores. Outros perfis permitem que um telefone móvel ou outro computador receba imagens de uma câmera ou envie imagens para uma impressora. Talvez seja mais interessante um perfil para usar um telefone móvel como um controle remoto para uma TV (habilitada para Bluetooth).

Outros perfis ainda permitem o uso de rede. O perfil de rede pessoal permite que dispositivos Bluetooth formem uma rede ad hoc ou acessem outra rede remotamente, como uma LAN 802.11, por meio de um ponto de acesso. O perfil de rede discada foi realmente a motivação original para o projeto inteiro. Ele permite que um notebook se conecte a um telefone móvel contendo um modem embutido, sem usar fios.

Os perfis para troca de informações da camada mais alta também foram definidos. O perfil de sincronização serve para carregar dados para um telefone móvel quando ele sai de casa e coleta dados dele ao retornar.

Pularemos o restante dos perfis, exceto para mencionar que alguns servem como blocos de montagem sobre os quais os perfis citados são baseados. O perfil de acesso genérico, no qual todos os outros perfis são baseados, oferece um modo de estabelecer e manter enlaces seguros (canais) entre o mestre e os escravos. Os outros perfis genéricos definem os fundamentos da troca de objeto e transporte de áudio e vídeo. Os perfis utilitários são muito usados para funções como emular uma linha serial, o que é especialmente útil para muitas aplicações legadas.

Seria realmente necessário explicar todas essas aplicações em detalhes e fornecer diferentes pilhas de protocolos para cada uma? É provável que não, mas surgiram diversos grupos de trabalho que elaboraram partes distintas do padrão, e cada um se concentrou em seu problema específico e gerou seu próprio perfil. Imagine tudo isso como uma aplicação da lei de Conway. (Na edição de abril de 1968 da revista Datamation, Melvin Conway observou que, se designar n pessoas para escrever um compilador, você obterá um compilador de n passagens ou, de modo mais geral, a estrutura de software reflete a estrutura do grupo que o produziu.) Provavelmente teria sido possível concluir o trabalho com duas pilhas de protocolos em vez de 25, uma para transferência de arquivos e uma para comunicação em tempo real.

4.6.3 A PILHA DE PROTOCOLOS DO BLUETOOTH

O padrão Bluetooth tem muitos protocolos agrupados livremente em camadas, como mostra a Figura 4.32. A primeira observação a fazer é que a estrutura não segue o modelo OSI, o modelo TCP/IP, o modelo 802 ou qualquer outro modelo conhecido.

Figura 4.32 | A arquitetura de protocolos do Bluetooth.

A camada inferior é a camada física de rádio, que corresponde muito bem à camada física nos modelos OSI e 802. Ela lida com a transmissão e a modulação de rádio. Muitas das preocupações aqui estão relacionadas ao objetivo de tornar o sistema mais econômico, para que possa vir a ser um item do mercado de massa.

A camada de controle de enlace (ou banda-base) é de certa forma análoga à subcamada MAC, mas também inclui elementos da camada física. Ela lida com a maneira como o mestre controla os slots de tempo e como esses slots estão agrupados em quadros.

Em seguida, temos dois protocolos que usam o protocolo de controle de enlace. O gerenciador de enlaces cuida do estabelecimento de canais lógicos entre dispositivos, incluindo gerenciamento de energia, emparelhamento e criptografia e qualidade de serviço. Ele se encontra abaixo da linha de interface do controle de host. Essa interface é uma conveniência para a implementação: normalmente, os protocolos abaixo da linha serão implementados em um chip Bluetooth, e os protocolos acima dela serão implementados no dispositivo Bluetooth que hospeda o chip.

O protocolo de enlace acima da linha é o L2CAP(Logical Link Control Adaptation Protocol). Ele enquadra mensagens de tamanho variável e oferece confiabilidade, se necessário. Muitos protocolos utilizam L2CAP, como os dois protocolos utilitários mostrados. O protocolo de descoberta de serviço é usado para localizar serviços dentro da rede. O protocolo RFcomm (comunicação por radiofrequência) simula a porta serial-padrão encontrada nos PCs para a conexão do teclado, mouse e modem, entre outros dispositivos.

A camada superior é onde as aplicações estão localizadas. Os perfis são representados por caixas verticais, pois cada uma delas define uma fatia da pilha de protocolos para determinada finalidade. Perfis específicos, como o de headset, normalmente contêm apenas os protocolos necessários para essa aplicação e nenhum outro. Por exemplo, os perfis podem incluir o L2CAP se tiverem pacotes para enviar, mas o pulam se tiverem apenas um fluxo contínuo de amostras de áudio.

Nas próximas seções, examinaremos a camada de rádio Bluetooth e diversos protocolos de enlace, pois eles correspondem aproximadamente à camada física e à subcamada MAC nas outras pilhas de protocolos que estudamos.

4.6.4 A CAMADA DE RÁDIO DO BLUETOOTH

A camada de rádio move os bits do mestre para o escravo ou vice-versa. Ela é um sistema de baixa potência com um alcance de dez metros, operando na banda ISM de 2,4 GHz como o 802.11. A banda está dividida em 79 canais de 1 MHz cada um. Para coexistir com as outras redes usando a banda ISM, é utilizado o espectro de espalhamento por salto de frequência. Pode haver até 1.600 saltos/s pelos slots com um tempo de parada de 625 ms. Todos os nós em uma piconet mudam de frequência simultaneamente, seguindo a temporização de slot e a sequência de salto pseudoaleatória ditada pelo mestre.

Infelizmente, as primeiras versões de Bluetooth e 802.11 interferiram o suficiente para arruinar as transmissões um do outro. Algumas empresas responderam banindo o Bluetooth completamente, mas, por fim, uma solução técnica foi elaborada. A solução é que o Bluetooth adapte sua sequência de saltos para excluir canais em que existam outros sinais de RF. Esse processo reduz a interferência prejudicial. Ele é chamado salto de frequência adaptativo.

Três formas de modulação são usadas para enviar bits em um canal. O esquema básico é usar o chaveamento por mudança de frequência para enviar um símbolo de 1 bit a cada microssegundo, dando uma taxa de dados bruta de 1 Mbps. As taxas melhoradas foram introduzidas com a versão 2.0 do Bluetooth. Essas taxas utilizam o chaveamento por deslocamento de fase para enviar 2 ou 3 bits por símbolo, para taxas de dados brutas de 2 ou 3 Mbps. As taxas melhoradas são usadas apenas na parte de dados dos quadros.

4.6.5 AS CAMADAS DE ENLACE DO BLUETOOTH

A camada de controle de enlace (ou banda-base) é a estrutura mais próxima de uma subcamada MAC que o Bluetooth tem. Ela transforma o fluxo bruto de bits em quadros e define alguns formatos importantes. Em sua forma mais simples, o mestre em cada piconet define uma série de slots de tempo de 625 ms, com as transmissões do mestre começando nos slots pares e as transmissões dos escravos começando nos slots ímpares. Esse esquema é a tradicional multiplexação por divisão de tempo, em que o mestre fica com metade dos slots e os escravos compartilham a outra metade. Os quadros podem ter 1, 3 ou 5 slots de duração. Cada quadro tem um overhead de 126 bits para um código de acesso e cabeçalho, mais um tempo de ajuste de 250-260 ms por salto, para permitir que os circuitos de rádio se estabilizem. A carga útil do quadro pode ser criptografada por confidencialidade com uma chave escolhida quando o mestre e o escravo se conectam. Os saltos só acontecem entre os quadros, e não durante um quadro. O resultado é que um quadro de 5 slots é muito mais eficiente do que um quadro de 1 slot, pois o overhead é constante, porém mais dados são enviados.

O protocolo gerenciador de enlace estabelece canais lógicos, chamados enlaces, para transportar quadros entre um dispositivo mestre e um escravo que descobriram um ao outro. Um procedimento de emparelhamento é seguido para garantir que os dois dispositivos tenham permissão para se comunicar antes que o enlace seja usado. O antigo método de emparelhamento é que os dois dispositivos sejam configurados com o mesmo número de identificação pessoal ou PIN (Personal Identification Number) de quatro dígitos. O PIN correspondente é o modo como cada disposi-

tivo sabe que está se conectando ao dispositivo remoto correto. Porém, usuários e dispositivos sem criatividade usam PINs padrão, como “0000” e “1234”, significando que, na prática, esse método fornece muito pouca segurança.

O novo método de emparelhamento simples seguro permite que os usuários confirmem se os dois dispositivos estão exibindo a mesma passkey, ou que observem a passkey em um dispositivo e a insiram no segundo dispositivo. Esse método é mais seguro, pois os usuários não precisam escolher ou definir um PIN. Eles simplesmente confirmam uma passkey mais longa, gerada pelo dispositivo. Naturalmente, ela não pode ser usada em alguns dispositivos com entrada/saída limitada, como um headset portátil.

Quando o emparelhamento está concluído, o protocolo do gerenciador de enlace estabelece os enlaces. Existem dois tipos principais de enlaces para transportar dados do usuário. O primeiro é o enlace síncrono orientado a conexões, ou SCO (Synchronous Connection Oriented). Ele é usado para dados em tempo real, como conexões de telefone. Esse tipo de enlace aloca um slot fixo em cada sentido. Um escravo pode ter até três enlaces SCO com seu mestre. Cada enlace SCO pode transmitir um canal de áudio PCM de 64.000 bps. Em virtude da natureza crítica no tempo dos enlaces SCO, os quadros enviados por eles nunca são retransmitidos. Em vez disso, para aumentar a confiabilidade, pode-se usar a correção de erro direta.

O outro tipo é o enlace assíncrono não orientado a conexões, ou ACL (Asynchronous ConnectionLess). Esse tipo de enlace é usado para dados de comutação de pacotes, disponíveis em intervalos irregulares. O tráfego ACL é entregue com base no melhor serviço possível. Nenhuma garantia é oferecida. Os quadros podem se perder e podem precisar ser retransmitidos. Um escravo só pode ter um enlace ACL com seu mestre.

Os dados enviados por enlaces ACL vêm da camada L2CAP. Essa camada tem quatro funções principais. Primeiro, ela aceita pacotes de até 64 KB das camadas superiores e os divide em quadros para transmissão. Na extremidade distante, os quadros são montados novamente empacotes. Em segundo lugar, ela lida com a multiplexação e a demultiplexação de várias origens de pacotes. Quando um pacote é montado novamente, a L2CAP determina a qual protocolo da camada superior ele será entregue; por exemplo, RFcomm ou descoberta de serviço. Terceiro, a camada L2CAP lida com controle de erro e retransmissão. Ela detecta os erros e retransmite os pacotes que não foram confirmados. Finalmente, a L2CAP impõe requisitos de qualidade de serviço entre enlaces múltiplos.

4.6.6 A ESTRUTURA DE QUADRO DO BLUETOOTH

Há vários formatos de quadros no Bluetooth; o mais importante é apresentado de duas formas na Figura 4.33. Ele começa com um código de acesso que normalmente identifica o mestre, para que os escravos situados dentro do alcance de rádio de dois mestres possam conhecer o destino de cada tráfego. Em seguida, há um cabeçalho de 54 bits contendo campos típicos da subcamada MAC. Se o quadro for enviado na taxa de transferência básica, o campo de dados vem em seguida. Ele tem até 2.744 bits para uma transmissão de cinco slots. Para um único slot de tempo, o formato é o mesmo, exceto pelo fato de o campo de dados ter 240 bits.

Se o quadro for enviado na taxa melhorada, a parte de dados pode ter até duas ou três vezes a quantidade de bits, pois cada símbolo transporta 2 ou 3 bits em vez de 1. Esses dados são precedidos por um campo de espera e um padrão de sincronismo que é usado para mudar para uma taxa de dados mais rápida. Ou seja, o código de acesso e o cabeçalho são transportados na taxa básica e somente a parte dos dados é transportada na taxa mais rápida. Os quadros na taxa melhorada terminam com um final mais curto.

Vamos examinar rapidamente o cabeçalho. O campo Endereço identifica qual dos oito dispositivos ativos é o destino do quadro. O campo Tipo identifica o tipo de quadro (ACL, SCO, polling ou nulo), o tipo de correção de erros usado no campo de dados, e de quantos slots é a duração do quadro. O bit Fluxo é definido por um escravo quando

Figura 4.33 | Um quadro de dados típico do Bluetooth nas taxas de dados (a) básica e (b) avançada.

seu buffer está cheio e não pode receber mais dados. Esse bit habilita uma forma primitiva de controle de fluxo. O bit Confirmação é usado para transportar uma mensagem ACK em um quadro. O bit Sequência é usado para numerar os quadros, a fim de detectar retransmissões. O protocolo é stop-and-wait e, assim, 1 bit é suficiente. Em seguida, temos o cabeçalho de 8 bits CRC. O cabeçalho de 18 bits inteiro é repetido três vezes para formar o cabeçalho de 54 bits mostrado na Figura 4.33. No lado receptor, um circuito simples examina todas as três cópias de cada bit. Se todas as três forem iguais, o bit será aceito. Caso contrário, vence a opinião da maioria. Desse modo, 54 bits de capacidade de transmissão são usados para enviar 10 bits de cabeçalho. A razão para isso é que, para transmitir dados de manei ra confiável em um ambiente ruidoso usando dispositivos de baixo custo e de baixa potência (2,5 mW), com pouca capacidade de computação, é necessária uma grande redundância.

São usados vários formatos para o campo de dados de quadros ACL e SCO. Entretanto, os quadros SCO são mais simples: o campo de dados tem sempre 240 bits. São definidas três variantes, permitindo 80, 160 ou 240 bits de carga útil real, sendo os bits restantes usados para a correção de erros. Na versão mais confiável (carga útil de 80 bits), o conteúdo é simplesmente repetido três vezes, da mesma forma que o cabeçalho.

Podemos calcular a capacidade com esse quadro da seguinte forma. Tendo em vista que o escravo só pode usar os slots ímpares, ele recebe 800 slots/s, da mesma maneira que o mestre. Com uma carga útil de 80 bits, a capacidade de canal do escravo é de 64.000 bps, assim como a capacidade de canal do mestre. Essa capacidade é exatamente o bastante para um único canal de voz PCM full-duplex (e esse é o motivo de ter sido escolhida uma taxa de saltos de 1.600 saltos/s). Ou seja, apesar de uma largura de banda bruta de 1 Mbps, um único canal de voz satura completamente a piconet. A eficiência de 13 por cento é o resultado de gastar 41 por cento da capacidade no tempo de preparação, 20 por cento com cabeçalhos e 26 por cento na codificação de repetição. Essa deficiência destaca o valor de taxas melhoradas e quadros com mais de um único slot.

Existe muito mais a ser dito sobre o Bluetooth, mas não há mais espaço para isso aqui. Se desejar mais informações, a especificação Bluetooth 4.0 contém todos os

4.7 RFID

Vimos os projetos MAC de LANs até MANs e também PANs. Como um último exemplo, estudaremos uma categoria de dispositivos sem fios de classe inferior, que as pessoas podem não reconhecer como formando uma rede de comunicações: as etiquetas e leitoras de identificaçãode radiofrequência, ou RFID(RadioFrequencyIDentification), que descrevemos na Seção 1.5.4.

A tecnologia RFID tem muitas formas, usadas em smartcards, implantes em animais, passaportes, livros de biblioteca e outros. A forma que veremos foi desenvolvida na busca por um código eletrônico de produto, ou EPC (Electronic Product Code), que foi iniciada com o Auto-ID Center no Massachusetts Institute of Technology em 1999. Um EPC é um substituto para o código de barras, que pode transportar uma quantidade maior de informações e é legível eletronicamente por distâncias de até 10 m, mesmo quando não está visível. Essa é uma tecnologia diferente, por exemplo, da RFID usada em passaportes, que deve ser colocada bem perto de uma leitora para realizar uma transação. A capacidade de comunicar a uma certa distância torna os EPCs mais relevantes aos nossos estudos.

A EPCglobal foi formada em 2003 para comercializar a tecnologia RFID desenvolvida pelo Auto-ID Center. O esforço recebeu um impulso em 2005 quando o Walmart exigiu que seus cem maiores fornecedores rotulassem todas as entregas com etiquetas de RFID. A implantação generalizada tem sido prejudicada pela dificuldade de competir com códigos de barra impressos e baratos, porém novos usos, como em carteiras de habilitação, estão ganhando popularidade. Vamos descrever a segunda geração dessa tecnologia, que é chamada informalmente de EPC Gen 2 (EPCglobal, 2008).

4.7.1 ARQUITETURA EPC GEN 2

A arquitetura de uma rede de RFID EPC Gen 2 aparece na Figura 4.34. Ela tem dois componentes-chave: etiquetas e leitoras. As etiquetas de RFID são dispositivos pequenos e baratos, que possuem um identificador EPC exclusivo de 96 bits e uma pequena quantidade de memória que pode ser lida e escrita pela leitora de RFID. A memória pode ser usada para registrar o histórico de local de um item, por exemplo, enquanto ele se movimenta na cadeia de suprimentos.

Com frequência, as etiquetas se parecem com adesivos que podem ser afixados, por exemplo, em calças jeans nas prateleiras de uma loja. A maior parte da etiqueta é ocupada por uma antena impressa nela. Um pequeno ponto no meio é o circuito integrado de RFID. Como alternativa, as

Figura 4.34 | Arquitetura RFID.

etiquetas de RFID podem ser integradas a um objeto, como uma carteira de habilitação. Nos dois casos, as etiquetas não possuem baterias e devem colher energia das transmissões de rádio de uma leitora de RFID nas proximidades para poder funcionar. Esse tipo de etiqueta é chamado etiqueta de “Classe 1”, para distingui-la das etiquetas mais capazes, que possuem baterias.

As leitoras são a inteligência no sistema, semelhante às estações-base e aos pontos de acesso nas redes de celular e WiFi. As leitoras são muito mais poderosas que as etiquetas. Elas possuem suas próprias fontes de energia, normalmente têm várias antenas e definem quando as etiquetas enviam e recebem mensagens. Como normalmente haverá muitas etiquetas dentro do alcance de leitura, as leitoras precisam resolver o problema de acesso múltiplo. Também pode haver várias leitoras disputando entre si na mesma área.

A tarefa principal da leitora é fazer o inventário das etiquetas nas vizinhanças, ou seja, descobrir os identificadores das etiquetas vizinhas. O inventário é realizado com o protocolo da camada física e o protocolo de identificação de etiqueta que explicaremos em resumo nas próximas seções.

4.7.2 CAMADA FÍSICA EPC GEN 2

A camada física define como os bits são enviados entre a leitora de RFID e as etiquetas. Grande parte dela usa métodos para enviar sinais sem fio que vimos anteriormente. Nos Estados Unidos, as transmissões são enviadas na banda ISM não licenciada de 902-928 MHz. Visto que essa banda cai na faixa do UHF (Ultra High Frequency), as etiquetas são conhecidas como etiquetas UHF RFID. A leitora realiza um salto de frequência pelo menos a cada 400 ms, para espalhar seu sinal pelo canal, para limitar a interferência e cumprir os requisitos regulamentares. A leitora e as etiquetas usam as formas de modulação ASK (Amplitude Shift Keying), que descrevemos na Seção 2.5.2, para codificar os bits. Elas se alternam para enviar bits, de modo que o enlace é half-duplex.

Existem duas diferenças principais em relação as outras camadas físicas que estudamos. A primeira é que a leitora está sempre transmitindo um sinal, independentemente de ser a leitora ou a etiqueta a parte que está se comunicando. Naturalmente, a leitora transmite um sinal para enviar bits às etiquetas. Para as etiquetas enviarem bits para a leitora, esta transmite um sinal de portadora fixa, que não transporta bits. As etiquetas apanham esse sinal para obter a energia de que precisam para funcionar; caso contrário, uma etiqueta não poderia transmitir em primeiro lugar. Para enviar dados, uma etiqueta muda se estiver refletindo o sinal da leitora, como um sinal de radar, batendo em um alvo ou absorvendo-o.

Esse método é chamado refletor. Ele é diferente de todas as outras situações sem fio que vimos até aqui, pois transmissor e receptor nunca transmitem ao mesmo tempo. O refletor é um modo de baixa energia para a etiqueta criar um sinal fraco por conta própria, que aparece na leitora. Para que a leitora decodifique o sinal que chega, ela precisa filtrar o sinal de saída que ela mesma está transmitindo. Como o sinal da etiqueta é fraco, elas só podem enviar bits para a leitora em uma taxa baixa, e as etiquetas não podem receber ou mesmo detectar transmissões de outras etiquetas.

A segunda diferença é que são usadas formas de modulação muito simples, para que possam ser implementadas em uma etiqueta que funciona com pouquíssima energia e custa apenas alguns centavos para ser fabricada. Para enviar dados para as etiquetas, a leitora usa dois níveis de amplitude. Os bits são determinados como 0 ou 1, dependendo do tempo que a leitora espera antes de um período de baixa potência. A etiqueta mede o tempo entre os períodos de baixa potência e compara esse tempo com uma referência medida durante um preâmbulo. Como vemos na Figura 4.35, os 1s são maiores que os 0s.

As respostas da etiqueta consistem nesta alternando seu estado refletor em intervalos fixos para criar uma série de pulsos no sinal. Qualquer ponto entre um e oito períodos de pulso pode ser usado para codificar cada 0 ou 1, dependendo da necessidade de confiabilidade. Os 1s têm menos transições que os 0s, como mostramos com um exemplo da codificação no período de dois pulsos da Figura 4.35.

Figura 4.35 | Sinais refletores de leitora e etiqueta.

4.7.3 CAMADA DE IDENTIFICAÇÃO DE ETIQUETA EPC GEN 2

Para fazer o inventário de etiquetas vizinhas, a leitora precisa receber uma mensagem de cada etiqueta, oferecendo o identificador para ela. Essa situação é um problema de acesso múltiplo para o qual o número de etiquetas é desconhecido no caso geral. A leitora poderia enviar uma consulta por broadcast para pedir a todas as etiquetas que enviassem seus identificadores. Porém, as etiquetas que respondessem imediatamente colidiriam da mesma forma que as estações em uma rede Ethernet clássica.

Vimos muitas maneiras de enfrentar o problema do acesso múltiplo neste capítulo. O protocolo mais próximo para a situação atual, em que as etiquetas não podem escutar as transmissões umas das outras, é o slotted ALOHA (ou ALOHA segmentado), um dos protocolos mais antigos que estudamos. Esse protocolo é adaptado para uso na RFID Gen 2.

A sequência de mensagens usada para identificar uma etiqueta aparece na Figura 4.36. No primeiro slot (slot 0), a leitora envia uma mensagem Query para iniciar o processo. Cada mensagem QRepeat avança para o slot seguinte. A leitora também diz às etiquetas o intervalo de slots sobre o qual as transmissões se tornam aleatórias. O uso de um intervalo é necessário porque a leitora sincroniza as etiquetas quando inicia o processo; diferentemente das estações em uma rede Ethernet, as etiquetas não acordam com uma mensagem em um tempo escolhido.

As etiquetas apanham um slot aleatório para responder. Na Figura 4.36, a etiqueta responde no slot 2. Porém, as etiquetas não enviam seus identificadores quando respondem inicialmente. Em vez disso, uma etiqueta envia um número aleatório curto de 16 bits em uma mensagem

Figura 4.36 | Exemplo de troca de mensagem para identificar uma etiqueta.

RN16. Se não houver colisão, a leitora recebe essa mensagem e envia uma mensagem ACK própria. Nesse estágio, a etiqueta terá adquirido o slot e envia seu identificador de EPC.

O motivo para essa troca é que os identificadores EPC são longos, de modo que colisões nessas mensagens seriam dispendiosas. Em vez disso, uma troca curta é usada para testar se a etiqueta pode usar o slot com segurança para enviar seu identificador. Uma vez que seu identificador tiver sido transmitido com êxito, a etiqueta temporariamente deixa de responder a novas mensagens Query, para que todas as etiquetas restantes possam ser identificadas.

Um problema importante é que a leitora deve ajus tar o número de slots para evitar colisões, mas sem usar muitos slots, para que o desempenho não seja prejudicado. Esse ajuste é semelhante ao backoff exponencial binário da Ethernet. Se a leitora encontrar muitos slots sem respostas ou muitos slots com colisões, ela pode enviar uma mensagem QAdjust para diminuir ou aumentar o intervalo dos slots sobre o qual as etiquetas estão respondendo.

A leitora de RFID pode realizar outras operações sobre as etiquetas. Por exemplo, pode selecionar um subconjunto de etiquetas antes de realizar o inventário, permitindo-lhe colher respostas, digamos, de jeans etiquetados, mas não de camisas etiquetadas. A leitora também pode escrever dados nas etiquetas à medida que elas são identificadas. Esse recurso poderia ser usado para registrar o ponto de venda ou outra informação relevante.

4.7.4 FORMATOS DE MENSAGEM DE IDENTIFICAÇÃO DE ETIQUETA

O formato da mensagem Query aparece na Figura 4.37 como um exemplo de mensagem da leitora para a etiqueta. A mensagem é compacta porque as taxas de downlink são limitadas, de 27 kbps até 128 kbps. O campo Comando transporta o código 1000 para identificar a mensagem como uma Query.

Os próximos flags, DR, M e TR, determinam os parâmetros da camada física para transmissões da leitora e respostas da etiqueta. Por exemplo, a taxa de resposta pode ser definida entre 5 kbps e 640 kbps. Pularemos os detalhes desses flags.

Em seguida vêm três campos, Sel, Sessão e Destino, que selecionam as etiquetas para responder. Assim como as leitoras precisam ser capazes de selecionar um subconjunto de identificadores, as etiquetas precisam acompanhar até quatro sessões simultâneas e se elas foram identificadas nessas sessões. Desse modo, diversas leitoras podem operar nas áreas de cobertura sobrepostas usando diferentes sessões.

Em seguida vem o parâmetro mais importante para esse comando, Q. Esse campo identifica o intervalo de slots sobre o qual as etiquetas responderão, de 0 a 2Q – 1. Finalmente, existe um CRC para proteger os campos de mensa-

Figura 4.37 | Formato da mensagem Query.

gem. Em 5 bits, ele é mais curto que a maioria dos CRCs que vimos até aqui, mas a mensagem Query é muito mais curta do que a maioria dos pacotes também.

As mensagens da etiqueta à leitora são mais simples. Como a leitora está no controle, ela sabe qual mensagem esperar em resposta a cada uma de suas transmissões. As respostas da etiqueta simplesmente transportam dados, como o identificador de EPC.

Originalmente, as etiquetas eram apenas para fins de identificação. Contudo, elas cresceram com o tempo e agora são semelhantes a computadores muito pequenos. Algumas etiquetas de pesquisa têm sensores e são capazes de executar pequenos programas para colher e processar dados (Sample et al., 2008). Uma visão para essa tecnologia é a ‘Internet de coisas’, que conecta objetos do mundo físico à Internet (Welbourne et al., 2009; Gershenfeld et al., 2004).

4.8 C OMUTAÇÃO NA CAMADA DE ENLACE DE DADOS

Muitas empresas têm diversas LANs e desejam conectá-las. Não seria conveniente se pudéssemos apenas juntar as LANs para criar uma LAN maior? De fato, podemos fazer isso quando as conexões são feitas com dispositivos chamados bridges. Os switches Ethernet que descrevemos na Seção 4.3.4 são um nome moderno para as bridges; eles oferecem funcionalidade que vai além da Ethernet clássica e de hubs Ethernet, facilitando a junção de várias LANs em uma rede maior e mais rápida. Usaremos os termos ‘bridge’ e ‘switch’ para indicar a mesma coisa.

As bridges operam na camada de enlace de dados, de modo que examinam os endereços nessa camada para encaminhar quadros. Tendo em vista que elas não têm de examinar o campo de carga útil dos quadros que encaminham, as bridges podem tratar dos pacotes IP ou de quaisquer outros tipos de pacotes, como os pacotes AppleTalk. Em contrapartida, os roteadores examinam os endereços em pacotes e efetuam o roteamento com base nesses endereços, de modo que eles só trabalham com os protocolos para os quais foram projetados para lidar.

Nesta seção, examinaremos como as bridges funcionam e como são usadas para juntar várias LANs físicas em uma única LAN lógica. Também veremos como realizar o inverso e tratar uma LAN física como múltiplas LANs lógicas, chamadas VLANs (Virtual LANs). As duas tecnologias oferecem flexibilidade útil para o gerenciamento de redes. Para ver um estudo abrangente sobre bridges, switches e tópicos relacionados, consulte Seifert e Edwards (2008) e Perlman (2000).

4.8.1 USOS DE BRIDGES

Antes de iniciarmos o estudo da tecnologia de bridges, vale a pena examinar algumas situações comuns em que elas são usadas. Mencionaremos três razões pelas quais uma única organização pode ter várias LANs.

Primeiro, muitas universidades e departamentos de empresas têm suas próprias LANs, principalmente para conectar seus computadores pessoais, servidores e dispositivos como impressoras. Como os objetivos dos diversos departamentos são diferentes, muitos deles escolhem LANs distintas, sem se importar com o que outros departamentos estão fazendo. Mais cedo ou mais tarde, surge a necessidade de interação; por isso as bridges são necessárias. Nesse exemplo, a existência de diversas LANs deve-se à autonomia de seus proprietários.

Segundo, a organização pode estar geograficamente dispersa em vários edifícios separados por distâncias consideráveis. Talvez seja mais econômico ter LANs separadas em cada edifício e conectá-las com bridges e enlaces de fibra óptica por longa distância que estender todos os cabos até um único switch central. Mesmo que estender os cabos fosse fácil de fazer, existem limites para seu tamanho (por exemplo, 200 m para a gigabit Ethernet com par trançado). A rede não funcionaria para cabos maiores em virtude de atenuação excessiva do sinal ou pelo atraso de ida e volta. A única solução é partir a LAN e instalar bridges para juntar as partes, aumentando a distância física total que pode ser coberta.

Terceiro, talvez seja necessário dividir aquilo que logicamente é uma única LAN em LANs separadas (conectadas por bridges), a fim de acomodar a carga. Por exemplo, em muitas universidades grandes, há milhares de estações de trabalho disponíveis para as necessidades de computação dos funcionários e dos alunos. As empresas também podem ter milhares de funcionários. A escala desse sistema impede que se coloquem todas as estações de trabalho em uma única LAN – existem mais computadores do que portas em qualquer hub Ethernet, e mais estações do que é permitido em uma única Ethernet clássica.

Mesmo que fosse possível conectar todas as estações de trabalho com fios, colocar mais estações em um hub Ethernet ou na Ethernet clássica não aumentaria a capacidade. Todas as estações compartilham a mesma quantidade fixa de largura de banda. Quanto mais estações houver, menor a largura de banda média por estação.

Entretanto, duas LANs separadas têm o dobro da capacidade de uma única LAN. As bridges permitem que as LANs sejam reunidas enquanto mantêm essa capacidade. O importante é não enviar tráfego para portas onde ele não seja necessário, para que cada LAN possa trabalhar em velocidade plena. Esse comportamento também aumenta a confiabilidade, pois, em uma única LAN, um nó com defeito que continua enviando um fluxo contínuo de lixo pode travar a LAN inteira. Decidindo o que encaminhar e o que não encaminhar, as bridges atuam como portas de incêndio em um prédio, impedindo que um único nó descontrolado trave o sistema inteiro.

Para tornar esses benefícios facilmente disponíveis, o ideal é que as bridges sejam completamente transparentes. Deverá ser possível sair e comprar bridges, conectar os cabos da LAN nas bridges e tudo funcionar perfeitamente, instantaneamente. Não deve ser preciso fazer mudanças de hardware ou de software, nem configuração de endereço de switches, nem baixar tabelas de roteamento ou de parâmetros, nada mesmo. Basta conectar os cabos e sair. Além disso, a operação das LANs existentes não deverá ser afetada de forma alguma pelas bridges. Em relação às estações, não deverá haver diferença observável por estarem ou não fazendo parte de uma LAN com bridge. Deverá ser tão fácil mover estações pela LAN com bridge quanto em uma LAN isolada.

É surpreendente como realmente é possível criar bridges transparentes. Dois algoritmos são utilizados: um algoritmo de aprendizado reverso, para evitar que o tráfego seja enviado para onde não é necessário, e um algoritmo spanning tree, para interromper loops que possam ser formados quando os switches são conectados de forma incorreta. Agora, vejamos esses algoritmos, um por vez, para aprender como essa mágica é realizada.

4.8.2 LEARNING BRIDGES

A topologia de duas LANs unidas por bridge aparece na Figura 4.38 para dois casos. No lado esquerdo, duas LANs multidrop, como as Ethernets clássicas, são unidas por uma estação especial – a bridge – que fica nas duas LANs. No lado direito, as LANs com cabos ponto a ponto, incluindo um hub, são reunidas. As bridges são os dispositivos aos quais as estações e o hub são conectados. Se a tecnologia de LAN é Ethernet, as bridges são mais bem conhecidas como switches Ethernet (conjunto de bridges em paralelo).

As bridges foram desenvolvidas quando as Ethernets clássicas estavam sendo usadas, de modo que normalmente aparecem em topologias com cabos multidrop, como na Figura 4.38(a). Porém, todas as topologias que são encontradas hoje são compostas de cabos e switches ponto a ponto. As bridges funcionam da mesma maneira nas duas configurações. Todas as estações conectadas à mesma porta em uma bridge pertencem ao mesmo domínio de colisão, e isso é diferente do domínio de colisão para outras portas. Se houver mais de uma estação, como em uma Ethernet clássica, um hub ou um enlace half-duplex, o protocolo CSMA/CD é usado para transmitir quadros.

Porém, há uma diferença no modo como são montadas as LANs conectadas com bridges. Para unir LANs multidrop, uma bridge é acrescentada como uma nova estação em cada uma das LANs multidrop, como na Figura 4.38(a). Para unir LANs ponto a ponto, os hubs são conectados a uma bridge ou, de preferência, substituídos por uma bridge, para aumentar o desempenho. Na Figura 4.38(b), as bridges substituíram todos menos um hub.

Diferentes tipos de cabos também podem ser conectados a uma bridge. Por exemplo, o cabo que conecta a bridge B1 à B2 na Figura 4.38(b) poderia ser um enlace de fibra óptica de longa distância, enquanto o cabo que conecta as bridges às estações poderia ser um cabo par trançado em curta distância. Esse arranjo é útil para unir LANs em prédios diferentes.

Agora, vamos considerar o que acontece dentro das bridges. Cada uma delas opera em modo promíscuo, ou seja, aceita cada quadro transmitido pelas estações conec-

Figura 4.38 | (a) Bridge conectando duas LANs multidrop. (b) Bridges (e um hub) conectando sete estações ponto a ponto.

tadas a cada uma das portas. A bridge precisa decidir se encaminhará ou descartará cada quadro e, no primeiro caso, a que porta enviará o quadro. Essa decisão é feita usando o endereço de destino. Como exemplo, considere a topologia da Figura 4.38(a). Se a estação A enviar um quadro à estação B, a bridge B1 receberá o quadro na porta 1. Esse quadro pode ser descartado imediatamente, sem mais cerimônias, pois já está na porta correta. Contudo, na topologia da Figura 4.38(b), suponha que A envie um quadro para D. A bridge B1 receberá o quadro na porta 1 e o enviará pela porta 4. A bridge B2 receberá, então, o quadro em sua porta 4 e o enviará pela sua porta 1.

Um modo simples de implementar esse esquema é ter uma grande tabela (hash) dentro da bridge. A tabela pode listar cada destino possível e a que porta de saída ele pertence. Por exemplo, na Figura 4.38(b), a tabela em B1 listaria D como pertencente à porta 4, pois tudo o que B1 precisa saber é em que porta colocar os quadros para alcançar D. Ou seja, na verdade, encaminhamentos posteriores ocorrerão, caso o quadro que alcança B2 não seja de interesse para B1.

Quando as bridges são conectadas pela primeira vez, todas as tabelas de hash estão vazias. Nenhuma das bridges sabe onde estão os destinatários e, por isso, elas usam o algoritmo de inundação: cada quadro de entrada para um destino desconhecido é enviado para todas as LANs às quais a bridge está conectada, com exceção da LAN de que ele veio. Com o passar do tempo, as bridges aprendem onde estão os destinatários. A partir do momento em que um destinatário se torna conhecido, os quadros destinados a ele são colocados somente na porta apropriada e não são mais inundados para todas as redes.

O algoritmo usado pelas bridges é o de aprendizado reverso. Como já dissemos, as bridges operam em modo promíscuo; portanto, elas veem todo quadro enviado em qualquer uma de suas portas. Examinando o endereço de origem, elas podem descobrir que máquina está acessível em quais portas. Por exemplo, se a bridge B1 da Figura 4.38(b) vir um quadro na porta 3 vindo de C, ela sabe rá que C pode ser alcançada através da porta 3; assim, ela cria uma entrada em sua tabela de hash. Qualquer quadro subsequente endereçado a C que chegue na B1 ou em qualquer outra porta será encaminhado para a porta 3.

A topologia pode ser alterada à medida que máquinas e bridges são ativadas, desativadas e deslocadas. Para tratar de topologias dinâmicas, sempre que uma entrada de tabela de hash é criada, o tempo de chegada do quadro é indicado na entrada. Sempre que chega um quadro cuja origem já está na tabela, sua entrada é atualizada com a hora atual. Desse modo, o tempo associado a cada entrada informa a última vez que um quadro proveniente dessa máquina foi visto.

Periodicamente, um processo na bridge varre a tabela de hash e elimina todas as entradas que tenham mais de alguns minutos. Dessa forma, se um computador for desconectado de sua LAN, levado para outro lugar no prédio e reconectado nesse outro local, dentro de poucos minutos ele estará de volta à operação normal, sem nenhuma intervenção manual. Esse algoritmo também significa que, se uma máquina estiver inativa por alguns minutos, qualquer tráfego enviado a ela terá de ser difundido por inundação, até que ela mesma envie um quadro em seguida.

O procedimento de roteamento para um quadro de entrada depende da porta em que ele chega (a porta de origem) e o endereço ao qual ele se destina (o endereço de destino). O procedimento é o seguinte:

1. Se a porta para o endereço de destino e a porta de origem forem uma só, o quadro será descartado.

2. Se a porta para o endereço de destino e a porta de origem forem diferentes, o quadro será encaminhado para a porta de destino.

3. Se a porta de destino for desconhecida, o quadro será inundado e enviado para todas as portas, com exceção da porta de origem.

Você pode estar questionando se o primeiro caso pode ocorrer com enlaces ponto a ponto. A resposta é que ele pode ocorrer se forem usados hubs para conectar um grupo de computadores a uma bridge. Um exemplo aparece na Figura 4.38(b), em que as estações E e F estão conectadas ao hub H1, que por sua vez está conectado à bridge B2. Se E envia um quadro para F, o hub o repassará para B2, bem como para F. É isso que os hubs fazem – conectam todas as portas de modo que um quadro que chega a uma porta é simplesmente enviado por todas as outras portas. O quadro chegará a B2 na porta 4, que já é a porta de saída certa para alcançar o destino. A bridge B2 só precisa descartar o quadro.

À medida que cada quadro chegar, esse algoritmo será aplicado, de modo que ele normalmente é implementado com chip VLSI de uso especial. Os chips pesquisam e atualizam a entrada na tabela, em alguns microssegundos. Como as bridges só examinam os endereços MAC para decidir como encaminhar os quadros, é possível começar a encaminhar assim que o campo do cabeçalho de destino tiver chegado, antes que o restante do quadro tenha chegado (é claro, desde que a linha de saída esteja disponível). Esse projeto reduz a latência da passagem pela bridge, bem como o número de quadros que a bridge terá de manter em buffer. Ele é conhecido como comutação cut-through ou roteamentowormhole, e normalmente é tratado no hardware.

Podemos ver a operação de uma bridge em termos de pilhas de protocolo para entender o que significa ser um dispositivo da camada de enlace. Considere um quadro enviado da estação A para a estação D na configuração da Figura 4.38(a), em que as LANs são Ethernet. O quadro passará por uma bridge. A visão de processamento da pilha de protocolos aparece na Figura 4.39.

Figura 4.39 | Processamento de protocolos em uma bridge.

O pacote vem de uma camada mais alta e desce até a camada Ethernet MAC. Ele adquire um cabeçalho Ethernet (e também um final, não mostrado na figura). Essa unidade é passada para a camada física, sai pelo cabo e é apanhada pela bridge.

Na bridge, o quadro é passado da camada física para a camada Ethernet MAC. Essa camada estende o processamento em comparação com a camada Ethernet MAC em uma estação. Ela passa o quadro para um retransmissor, ainda dentro da camada MAC. O serviço de retransmissão da bridge usa apenas o cabeçalho Ethernet MAC para determinar como lidar com o quadro. Nesse caso, ela passa o quadro para a camada Ethernet MAC da porta usada para atingir a estação D, e o quadro continua seu caminho.

No caso geral, os retransmissores em determinada camada podem reescrever os cabeçalhos dessa camada. As VLANs oferecerão um exemplo em breve. A bridge nunca deve examinar o interior do quadro e descobrir que ele está transportando um pacote IP; isso é irrelevante para o processamento interno da bridge e violaria o uso do modelo em camadas do protocolo. Observe também que uma bridge com k portas terá k ocorrências de camadas MAC e física. O valor de k é 2 para nosso exemplo simples.

4.8.3 SPANNING TREE BRIDGES

Para aumentar a confiabilidade, os enlaces redundantes podem ser usados entre as bridges. No exemplo da Figura 4.40, existem dois enlaces em paralelo entre um par de bridges. Esse projeto garante que, se um enlace for interrompido, a rede não será dividida em dois conjuntos de computadores que não podem conversar entre si.

Entretanto, essa estratégia também introduz alguns problemas adicionais, porque cria loops na topologia. Podemos ver um exemplo simples desses problemas observando como um quadro enviado por A para um destino previamente não observado é tratado na Figura 4.40. Cada bridge segue as regras normais para tratamento de destinos desconhecidos, que é inundar o quadro. Vamos chamar o quadro de A que alcança a bridge B1 de quadro F₀. A bridge envia cópias desse quadro por todas as suas outras portas. Só consideraremos as portas da bridge que conectam B1 a B2 (embora o quadro também seja enviado para as outras portas). Como existem dois enlaces de B1 para B2, duas cópias do quadro alcançarão B2. Elas são mostradas na Figura 4.40 como F₁ e F₂.

Pouco tempo depois, a bridge B2 recebe esses quadros. Contudo, ela não sabe (e não pode saber) que eles são cópias do mesmo quadro, em vez de dois quadros diferentes enviados um após o outro. Assim, a bridge B2 apanha F₁ e envia cópias dele para todas as outras portas, e também

apanha F₂ e envia cópias dele por todas as outras portas. Isso produz quadros F₃ e F₄, enviados ao longo dos dois enlaces para B1. A bridge B1, então, vê dois novos quadros com destinos desconhecidos e os copia novamente. Esse ciclo prossegue indefinidamente.

A solução para essa dificuldade é estabelecer a comunicação entre as bridges e sobrepor a topologia real com uma spanning tree que alcance cada bridge. Na realidade, algumas conexões potenciais entre as bridges são ignoradas para que se construa uma topologia virtual livre de loops, que é um subconjunto da topologia real.

Por exemplo, na Figura 4.41, vemos cinco bridges interconectadas que também têm estações conectadas a elas. Essa estação se conecta a apenas uma bridge. Existem algumas conexões redundantes entre as bridges para que os quadros sejam encaminhados em loops se todos os enlaces forem usados. Essa topologia pode ser considerada como um grafo em que as bridges são os nós e os enlaces ponto a ponto são as arestas. O grafo pode ser reduzido

Figura 4.40 | Bridges com dois enlaces paralelos.

Figura 4.41 | Uma spanning tree conectando cinco bridges. As linhas pontilhadas não fazem parte da spanning tree.

a uma spanning tree, que não tem ciclos, por definição, eliminando os arcos mostrados como linhas tracejadas na Figura 4.41. Com a utilização da spanning tree, existe exatamente um caminho de cada estação para qualquer outra estação. Uma vez que as bridges entram em acordo em relação à spanning tree, tudo o que é encaminhado entre as estações segue a spanning tree. Como existe um único caminho de cada origem até cada destino, é impossível haver loops.

Para construir a spanning tree, as bridges executam um algoritmo distribuído. Cada bridge transmite periodicamente por broadcast uma mensagem de configuração por todas as suas portas aos seus vizinhos e processa as mensagens que recebe de outras bridges, conforme descreveremos a seguir. Essas mensagens não são encaminhadas, pois seu propósito é construir a árvore, que pode, então, ser usada para o encaminhamento.

Primeiro as bridges precisam escolher entre elas, a que será usada como raiz da spanning tree. Para fazer essa escolha, cada uma delas inclui um identificador com base no endereço MAC na mensagem de configuração, bem como o identificador da bridge que se acredita ser a raiz. Os endereços MAC são instalados pelo fabricante com a garantia de ser exclusivos em todo o mundo, o que torna esses identificadores convenientes e exclusivos. As bridges escolhem aquela com o menor identificador para ser a raiz. Depois que mensagens suficientes tiverem sido trocadas para espalhar a notícia, todas as bridges chegarão a um acordo sobre qual bridge é a raiz. Na Figura 4.41, a bridge B1 tem o menor identificador e se torna a raiz.

Em seguida, é construída uma árvore de caminhos mais curtos a partir da raiz até cada bridge. Na Figura 4.41, as bridges B2 e B3 podem ser alcançadas diretamente a partir da B1, em um salto que é o caminho mais curto. A B4 pode ser alcançada em dois saltos, por meio de B2 ou B3. Para desempatar, é escolhido o caminho por meio da bridge com o menor identificador, de modo que B4 é alcançada por meio de B2. A B5 pode ser alcançada em dois saltos por meio de B3.

Para encontrar esses caminhos mais curtos, as bridges incluem a distância a partir da raiz em suas mensagens de configuração. Cada uma delas se lembra do caminho mais curto que encontra até a raiz. As bridges, então, desativam as portas que não fazem parte do caminho mais curto.

Embora a árvore se espalhe por todas as bridges, nem todos os enlaces (ou mesmo as bridges) estão necessariamente presentes na árvore. Isso acontece porque o desligamento das portas poda alguns enlaces da rede e impede loops. Mesmo depois que a spanning tree é estabelecida, o algoritmo continua a funcionar durante a operação normal, com a finalidade de detectar automaticamente mudanças na topologia e atualizar a árvore.

O algoritmo distribuído usado para a construção da spanning tree foi inventado por Radia Perlman. Seu trabalho foi resolver o problema de juntar LANs sem loops. Ela teve uma semana para fazer isso, mas teve a ideia do algoritmo spanning tree em um dia. Felizmente, ela teve tempo suficiente para escrevê-lo em forma de poema (Perlman, 1985):

I think that I shall never see

A graph more lovely than a tree. A tree whose crucial property

Is loop-free connectivity.

A tree which must be sure to span. So packets can reach every LAN. First the Root must be selected

By ID it is elected.

Least cost paths from Root are traced In the tree these paths are placed.

A mesh is made by folks like me Then bridges find a spanning tree.

(Creio que nunca verei/Um grafo melhor que uma árvore./Uma árvore cuja propriedade fundamental/É a conectividade sem loops./Uma árvore que precisa se espalhar/Para que os pacotes possam alcançar cada LAN./Primeiro a raiz deve ser selecionada/Por ID ela é eleita./Caminhos de menor custo a partir da raiz são traçados./Na árvore esses caminhos são colocados./Uma malha é feita por pessoas como eu/Depois as bridges acham uma spanning tree.)

O algoritmo spanning tree foi, então, padronizado como IEEE 802.1D e usado por muitos anos. Em 2001, ele

foi revisado para encontrar mais rapidamente uma nova spanning tree após uma mudança de topologia. Para ver um estudo mais detalhado sobre as bridges, consulte Perlman (2000).

4.8.4 REPETIDORES, HUBS, BRIDGES, SWITCHES, ROTEADORES E GATEWAYS

Até agora neste livro, examinamos diversas maneiras de transferir quadros e pacotes de um computador para outro. Mencionamos repetidores, hubs, bridges, switches, roteadores e gateways. Todos esses dispositivos são de uso comum, mas diferem entre si em detalhes sutis e não muito sutis. Por existir uma grande quantidade desses dispositivos, provavelmente vale a pena examiná-los em conjunto para ver quais são as semelhanças e as diferenças entre eles.

A chave para entender esses dispositivos é observar que eles operam em camadas diferentes, como ilustra a Figura 4.42(a). A camada é importante, porque diferentes dispositivos utilizam fragmentos de informações diferentes para decidir como realizar a comutação. Em um cenário típico, o usuário gera alguns dados a ser enviados para uma máquina remota. Esses dados são repassados à camada de transporte, que então acrescenta um cabeçalho (por exemplo, um cabeçalho TCP) e repassa o pacote resultante à camada de rede situada abaixo dela. Essa camada adiciona seu próprio cabeçalho para formar um pacote da camada de rede (por exemplo, um pacote IP). Na Figura 4.42(b), vemos o pacote IP sombreado na cor cinza. Em seguida, o pacote vai para a camada de enlace de dados, que adiciona seu próprio cabeçalho e seu checksum (CRC) e entrega o quadro resultante à camada física para transmissão, digamos, por uma LAN.

Agora, vamos examinar os dispositivos de comutação e ver como eles se relacionam aos pacotes e quadros. Na parte inferior, na camada física, encontramos os repetidores. Estes são dispositivos analógicos que trabalham com sinais nos cabos aos quais estão conectados. Um sinal que aparece em um deles é limpo, amplificado e colocado em outro cabo. Os repetidores não reconhecem quadros, pacotes ou cabeçalhos. Eles entendem os símbolos codificados em bits como volts. Por exemplo, a Ethernet clássica foi projetada para permitir quatro repetidores, que amplificam o sinal a fim de estender o comprimento máximo do cabo de 500 para 2.500 metros.

Em seguida, temos os hubs. Um hub tem várias interfaces de entrada que ele conecta eletricamente. Os quadros que chegam a quaisquer dessas interfaces são enviados a todas as outras. Se dois quadros chegarem ao mesmo tempo, eles colidirão, exatamente como ocorre em um cabo coaxial. Todas as linhas que chegam a um hub devem operar na mesma velocidade. Os hubs diferem dos repetidores pelo fato de (normalmente) não amplificarem os sinais de entrada e ser projetados para conter várias linhas de entrada, mas as diferenças são pequenas. Assim como os repetidores, os hubs são dispositivos da camada física que não examinam os endereços da camada de enlace nem os utilizam de maneira alguma.

Agora, vamos subir até a camada de enlace de dados, em que encontramos bridges e switches. Acabamos de estudar as bridges com certa profundidade. Uma bridge conecta duas ou mais LANs. Como um hub, uma bridge moderna tem várias portas, normalmente o suficiente para 4 a 48 linhas de entrada de um certo tipo. Diferentemente de um hub, cada porta é isolada para ser seu próprio domínio de colisão; se a porta tem uma linha ponto a pon to full-duplex, o algoritmo CSMA/CD não é necessário. Quando um quadro chega, a ponte extrai o endereço de destino do cabeçalho de quadro e examina uma tabela, a fim de verificar para onde deve enviá-lo. No caso de uma rede Ethernet, esse endereço é o endereço de destino de 48 bits mostrado na Figura 4.14. A bridge só envia o quadro à porta onde ele é necessário, e pode encaminhar vários quadros ao mesmo tempo.

As bridges oferecem desempenho muito melhor que os hubs, e o isolamento entre suas portas também significa que as linhas de entrada podem trabalhar com diferentes velocidades, possivelmente ainda com diferentes tipos de rede. Um exemplo comum é uma bridge com portas que se conectam à Ethernet de 10, 100 e 1.000 Mbps. O uso de buffer dentro da bridge é necessário para aceitar um quadro em uma porta e transmitir o quadro por uma porta

Figura 4.42 | (a) Dispositivos presentes em cada camada. (b) Quadros, pacotes e cabeçalhos.